Status PP-kelengkapan MAJ3SAT

10

PERTANYAAN SINGKAT: Apakah MAJ-3CNF masalah PP-lengkap di bawah banyak-satu pengurangan?

VERSI LAMA: Sudah diketahui bahwa MAJSAT (memutuskan apakah mayoritas penugasan hukuman proporsional memenuhi hukuman) adalah PP-lengkap di bawah banyak-satu pengurangan dan #SAT adalah # P-lengkap di bawah pengurangan pelit. Juga jelas bahwa # 3CNF (yaitu, #SAT terbatas pada formula 3-CNF) adalah # P-complete, karena pengurangan Cook-Levin adalah pelit dan menghasilkan 3-CNF (pengurangan ini sebenarnya digunakan dalam buku Papadimitriou untuk tampilkan # P-kelengkapan #SAT).

Tampaknya argumen serupa harus membuktikan bahwa MAJ-3CNF adalah PP-lengkap di bawah banyak pengurangan (MAJ-kCNF adalah MAJSAT terbatas pada formula kCNF; yaitu setiap klausa memiliki k literal).

Namun, dalam presentasi oleh Bailey, Dalmau dan Kolaitis, "Transisi Fase Masalah Kepuasan Lengkap PP", penulis menyebutkan bahwa "MAJ3SAT tidak dikenal sebagai PP Lengkap" (presentasi di https: //users.soe.ucsc .edu / ~ kolaitis / pembicaraan / ppphase4.ppt ). Kalimat ini sepertinya tidak muncul di makalah terkait mereka, hanya dalam presentasi mereka.

Pertanyaan: Dapatkah bukti bahwa # 3CNF adalah # P-complete memang diadaptasi untuk membuktikan bahwa MAJ3CNF adalah PP-complete? Mengingat pernyataan oleh Bailey et al., Tampaknya tidak; jika buktinya tidak dibawa, maka: Apakah ada bukti bahwa MAJ-3CNF adalah PP-lengkap? Jika tidak, apakah ada intuisi tentang perbedaan antara PP dan #P sehubungan dengan hasil ini?

Fabio Cozman
sumber
4
Pengurangan khas dari CircuitSAT ke 3sat tidak berfungsi karena memperkenalkan banyak variabel baru. Jadi, sementara Anda mungkin memiliki 2 ^ (n-1) +1 tugas yang memuaskan untuk rangkaian tertentu dengan n input, dan Anda akan memiliki banyak untuk instance 3sat, jumlah vars dalam instance 3cnf jauh lebih besar daripada n, sehingga angka itu tidak lagi "mayoritas penugasan yang memuaskan". Perhatikan bahwa Maj-3sat masih setidaknya NP sulit, karena Anda dapat menambahkan banyak tugas memuaskan dummy.
Ryan Williams
@RyanWilliams Bagaimana kalau kita mengambil instance 3CNF, negasikan dan dapatkan instance 3DNF (negasi mengambil poli-waktu dan ketika Anda meniadakan ekspresi CNF Anda mendapatkan ekspresi DNF). Kemudian instance CNF asli memiliki lebih dari (2 ^ (n-1)) penugasan kebenaran yang memuaskan jika dan hanya jika instance 3DNF memiliki lebih dari (2 ^ ((+ + K) -1) penugasan kebenaran yang memuaskan, di mana K adalah jumlah variabel tambahan ...
Tayfun Bayar
Mengubah cnf menjadi dnf tidak membutuhkan polytime secara umum. Pemeriksaan kewarasan cepat: jika ya maka P = NP ... periksa lebih kompleks: ada cnfs dari poli (n) klausa yang dnfs ekuivalen minimumnya memiliki banyak klausa. Lihat misalnya scholar.google.com/...
Ryan Williams
@RyanWilliams 1) Butuh waktu poli untuk meniadakan ekspresi Boolean 2) Ketika Anda meniadakan CNF Anda mendapatkan DNF, dan sebaliknya. Yang paling penting, meniadakan CNF dalam waktu polinomial dan mendapatkan DNF sebagai imbalannya tidak mengubah kompleksitas masalah itu. Anda perlu menemukan penugasan kebenaran palsu untuk rumus CNF yang dinegasikan, yang sekarang menjadi rumus DNF. Ini NP-Lengkap untuk menemukan penugasan kebenaran palsu untuk formula DNF ...
Tayfun Pay
@RyanWilliams Saya tahu karya yang telah Anda kutip .. Namun, Anda mendapatkan ekspresi DNF saat Anda meniadakan ekspresi CNF. Dan itu membutuhkan waktu polinomial berkenaan dengan panjang input.
Tayfun Bayar

Jawaban:

1


MAJ3CNFPP



PP

MAJORITY SATPPk3MAJORITY kSATPP

[ http://www.sciencedirect.com/science/article/pii/S0166218X06004665 ]

#CNF#P#3CNF#P

ϕ=(x1x2x3x4)

yang diubah menjadi

ϕ=(x1x2y)(y(x3x4))

y

ψ=(x1x2y)(¬yx3x4)(y¬x3)(y¬x4).

ϕψ

#PMAJ3CNFPPMAJ3CNFPP

MAJ3CNF#PPP#3CNFD#3CNFϕm0ϕmD#3CNFD#3CNFPPMAJ3CNFD#3CNF

Heyheyhey
sumber
3SATP3SAT