3 \prednaska{8}{Pøevody problémù a NP-úplnost}{}
5 \def\prob#1{\h{Problém #1}}
6 \def\inp{\s{Vstup problému:} }
7 \def\outp{\s{Výstup problému:} }
9 V¹echny úlohy, které jsme zatím potkali, jsme umìli vyøe¹it algoritmem
10 s~polynomiální èasovou slo¾itostí. V~prvním pøiblí¾ení mù¾eme øíci, ¾e
11 polynomialita docela dobøe vystihuje praktickou pou¾itelnost algoritmu.%
12 \foot{Jistì vás napadne spousta protipøíkladù, jako tøeba algoritmus se
13 slo¾itostí $\O(1.001^n)$, který nejspí¹ je pou¾itelný, aèkoliv není polynomiální,
14 a~jiný se slo¾itostí $\O(n^{100})$, u~kterého je tomu naopak. Ukazuje se,
15 ¾e tyto pøípady jsou velmi øídké, tak¾e u~vìt¹iny problémù ná¹ zjednodu¹ený
16 pohled funguje pøekvapivì dobøe.}
18 Existují tedy polynomiální algoritmy pro v¹echny úlohy? Zajisté ne,
19 jsou dokonce i takové úlohy, je¾ ¾ádným algoritmem vyøe¹it nelze.
20 Ale i mezi tìmi algoritmicky øe¹itelnými potkáme spoustu úloh,
21 pro které zatím ¾ádný polynomiální algoritmus není známý (ale ani neumíme
22 dokázat, ¾e neexistuje). Takové úlohy jsou pøekvapivì èasté, proto se
23 na této pøedná¹ce podíváme na nìkolik typických pøíkladù.
25 Navíc uvidíme, ¾e aèkoliv tyto úlohy neumíme efektivnì øe¹it, jde mezi
26 nimi nalézt zajímavé vztahy a pomocí tìchto vztahù obtí¾nost problémù
27 vzájemnì porovnávat. Z~tìchto úvah vyrùstá i skuteèná teorie slo¾itosti
28 se svými hierarchiemi slo¾itostních tøíd. Mù¾ete tedy následující kapitolu
29 pova¾ovat za malou ochutnávku toho, jak lze k~tøídám problémù pøistupovat.
31 \h{Rozhodovací problémy a pøevody mezi nimi}
33 Aby se nám teorie pøíli¹ nerozko¹atila, omezíme své úvahy na rozhodovací
34 problémy. To jsou úlohy, jejich¾ výstupem je jediný bit -- máme tedy rozhodnout,
35 zda vstup má èi nemá urèenou vlastnost. Vstup pøitom budeme reprezentovat øetìzcem
36 nul a jednièek -- libovolnou jinou \uv{rozumnou} reprezentaci doká¾eme na tyto
37 øetìzce pøevést v~polynomiálním èase. Formálnìji:
39 \s{Definice:} {\I Rozhodovací problém} (zkrácenì {\I problém}) je funkce z~mno¾iny $\{0,1\}^*$ v¹ech
40 øetìzcù nad binární abecedou do mno¾iny $\{0,1\}$.%
41 \foot{Ekvivalentnì bychom se na~problém mohli také dívat jako na nìjakou
42 mno¾inu $A\subseteq \{0,1\}^*$ vstupù, na nì¾ je odpovìï~1. Tento pøístup
43 mají rádi v~teorii automatù.}
45 \s{Pøíklad problému:} {\I Bipartitní párování} -- je dán bipartitní graf
46 a èíslo $k \in {\bb N}$. Zapí¹eme je pomocí øetìzce bitù: graf tøeba maticí
47 sousednosti, èíslo dvojkovì (detaily kódování budeme nadále vynechávat). Máme
48 odpovìdìt, zda v~zadaném grafu existuje párování, které obsahuje alespoò $k$
51 (Otázka, zda existuje párování o~právì~$k$ hranách, je ekvivalentní,
52 proto¾e mù¾eme libovolnou hranu z~párování vypustit a bude to stále párování.)
54 \s{Odboèka:} Èasto nás samozøejmì nejen zajímá, zda párování existuje, ale také
55 chceme nìjaké konkrétní najít. I~to jde pomocí rozhodovací verze problému snadno
56 zaøídit. Podobný postup funguje pro mnoho dal¹ích problémù.
58 Mìjme èernou skøíòku (fungující v polynomiálním èase), která odpoví, zda daný
59 graf má nebo nemá párování o~$k$ hranách. Odebereme z~grafu libovolnou hranu
60 a zeptáme se, jestli i tento nový graf má párovaní velikosti~$k$. Kdy¾ má, pak tato
61 hrana nebyla pro existenci párování potøebná, a~tak ji odstraníme. Kdy¾ naopak
62 nemá (hrana patøí do ka¾dého párování po¾adované velikosti), tak si danou hranu
63 poznamenáme a odebereme nejen ji a její vrcholy, ale také hrany, které do tìchto
64 vrcholù vedly. Toto je korektní krok, proto¾e v pùvodním grafu tyto vrcholy
65 byly navzájem spárované, a tedy nemohou být spárované s~¾ádnými jinými vrcholy.
66 Na~nový graf aplikujeme znovu tentý¾ postup. Výsledkem je mno¾ina hran, které patøí
67 do hledaného párování. Hran, a tedy i iterací na¹eho algoritmu, je polynomiálnì
68 mnoho a skøíòka funguje v polynomiálním èase, tak¾e celý algoritmus je polynomiální.%
69 \foot{Zde se skrývá hlavní dùvod, proè informatici mají tak rádi polynomiální
70 algoritmy. Tøída v¹ech polynomù je toti¾ nejmen¹í tøídou funkcí, která obsahuje
71 v¹echny \uv{základní} funkce (konstanty, $n$, $n^2$, \dots) a je uzavøená na sèítání,
72 odèítání, násobení i skládání funkcí.}
74 \s{Zpìt z~odboèky:} Jak párovací problém vyøe¹it? Vìrni matfyzáckým vtipùm,
75 pøevedeme ho na nìjaký, který u¾ vyøe¹it umíme. To u¾ ostatnì umíme -- na~toky
76 v~sítích. Poka¾dé, kdy¾ se ptáme na existenci párování velikosti alespoò~$k$
77 v~nìjakém bipartitním grafu, umíme efektivnì sestrojit nìjakou sí» a zeptat se,
78 zda v~této síti existuje tok velikosti alespoò~$k$. Chceme tedy pøelo¾it vstup
79 jednoho problému na vstup jiného problému tak, aby odpovìï zùstala stejná.
81 Takovéto pøevody mezi problémy mù¾eme definovat i~obecnìji:
83 \s{Definice:} Jsou-li $A$, $B$ rozhodovací problémy, øíkáme, ¾e $A$ lze {\I
84 pøevést} (neboli {\I redukovat}) na~$B$ (pí¹eme $A \rightarrow B$) právì tehdy,
85 kdy¾ existuje funkce $f: \{0,1\}^* \rightarrow \{0,1\}^*$ taková, ¾e pro v¹echna
86 $x\in \{0,1\}^*$ platí $A(x) = B(f(x))$, a~navíc lze funkci~$f$ spoèítat v~polynomiálním
89 \s{Pozorování:} $A\rightarrow B$ také znamená, ¾e problém~$B$ je alespoò tak tì¾ký
90 jako problém~$A$. Tím myslíme, ¾e kdykoliv umíme vyøe¹it~$B$, je vyøe¹it~$A$ nejvý¹e
91 polynomiálnì obtí¾nìj¹í. Speciálnì platí:
93 \s{Lemma:} Pokud $A\rightarrow B$ a $B$~lze øe¹it v~polynomiálním èase,
94 pak i~$A$ lze øe¹it v~polynomiálním èase.
97 Nech» existuje algoritmus øe¹ící problém~$B$ v~èase $\O(b^k)$, kde $b$~je
98 délka vstupu tohoto problému a $k$~konstanta. Mìjme dále funkci~$f$ pøevádìjící
99 $A$ na~$B$ v~èase $\O(a^\ell)$ pro vstup délky~$a$. Chceme-li nyní spoèítat
100 $A(x)$ pro nìjaký vstup~$x$ délky~$a$, spoèítáme nejprve $f(x)$. To bude trvat
101 $\O(a^\ell)$ a vyjde výstup délky takté¾ $\O(a^\ell)$ -- del¹í bychom v~daném èase
102 ani nestihli vypsat. Tento vstup pak pøedáme algoritmu pro problém~$B$,
103 který nad ním stráví èas $\O((a^\ell)^k) = \O(a^{k\ell})$. Celkový èas výpoètu
104 tedy èiní $\O(a^\ell + a^{k\ell})$, co¾ je polynom v~délce pùvodního vstupu.
107 Relace pøevoditelnosti jistým zpùsobem porovnává problémy podle obtí¾nosti.
108 Nabízí se pøedstava, ¾e se jedná o~uspoøádání na mno¾inì v¹ech problémù. Je tomu
111 \s{Pozorování:} O~relaci \uv{$\rightarrow$} platí:
113 \:{\I Je reflexivní} ($A\rightarrow A$) -- úlohu mù¾eme pøevést na tuté¾ identickým zobrazením.
114 \:{\I Je tranzitivní} ($A\rightarrow B \land B\rightarrow C \Rightarrow A\rightarrow C$) --
115 pokud funkce~$f$ pøevádí $A$ na~$B$ a funkce~$g$ pøevádí $B$ na~$C$, pak funkce $g\circ f$
116 pøevádí $A$ na~$C$. Slo¾ení dvou polynomiálnì vyèíslitelných funkcí je zase polynomiálnì
117 vyèíslitelná funkce, jak u¾ jsme zpozorovali v~dùkazu pøedchozího lemmatu.
118 \:{\I Není antisymetrická} -- napøíklad problémy \uv{na vstupu je øetìzec zaèínající nulou}
119 a \uv{na vstupu je øetìzec konèící nulou} lze mezi sebou pøevádìt obìma smìry.
120 \:Existují {\I navzájem nepøevoditelné problémy} -- tøeba mezi problémy \uv{na ka¾dý vstup
121 odpovìz~0} a \uv{na ka¾dý vstup odpovìz~1} nemù¾e existovat pøevod ani jedním smìrem.
124 \>Relacím, které jsou reflexivní a tranzitivní, ale obecnì nesplòují antisymetrii,
125 se øíká {\I kvaziuspoøádání}. Pøevoditelnost je tedy èásteèné kvaziuspoøádání na mno¾inì
126 v¹ech problémù.\foot{Kdybychom z~nìj chtìli vyrobit opravdové (by» èásteèné) uspoøádání,
127 mohli bychom definovat ekvivalenci $A\sim B \equiv A\rightarrow B \land B\rightarrow A$
128 a relaci pøevoditelnosti zavést jen na tøídách této ekvivalence. Taková pøevoditelnost
129 by u¾ byla slabì antisymetrická. To je v~matematice dost bì¾ný trik, øíká se mu {\I faktorizace} kvaziuspoøádání.}
131 Nyní se ji¾ podíváme na pøíklady nìkolika problémù, které se obecnì pova¾ují
132 za tì¾ké. Uvidíme, ¾e ka¾dý z~nich je mo¾né pøevést na v¹echny ostatní, tak¾e
133 z~na¹eho \uv{polynomiálního} pohledu jsou stejnì obtí¾né.
135 \prob{SAT -- splnitelnost (satisfiability) logických formulí v~CNF}
137 Mìjme nìjakou logickou formuli s~promìnnými a logickými spojkami. Zajímá
138 nás, je-li tato formule {\I splnitelná,} tedy zda lze za promìnné dosadit
139 0 a~1 tak, aby formule dala výsledek~1 (byla {\I splnìna}).
141 Zamìøíme se na formule ve~speciálním tvaru, v~takzvané {\I konjunktivní normální
145 \:{\I formule} je slo¾ena z~jednotlivých {\I klauzulí} oddìlených spojkou~$\land$,
146 \:ka¾dá {\I klauzule} je slo¾ená z {\I literálù} oddìlených $\lor$,
147 \:ka¾dý {\I literál} je buïto promìnná nebo její negace.
150 \inp Formule $\psi$ v konjunktivní normální formì.
152 \outp Existuje-li dosazení 0 a~1 za promìnné tak, aby $\psi(\ldots) = 1$.
154 \s{Pøíklad:} Formule $(x\lor y\lor z) \land (\lnot x \lor y \lor z) \land (x \lor \lnot y \lor z) \land (x \lor y \lor \lnot z)$
155 je splnitelná, staèí nastavit napøíklad $x=y=z=1$ (jaká jsou ostatní splòující
156 ohodnocení?). Naproti tomu formule $(x\lor y) \land (x\lor \lnot y)
157 \land \lnot x$ splnitelná není, co¾ snadno ovìøíme tøeba vyzkou¹ením v¹ech
158 ètyø mo¾ných ohodnocení.
160 \s{Poznámka:} Co kdybychom chtìli zjistit, zda je splnitelná nìjaká formule,
161 která není v~CNF? V~logice se dokazuje, ¾e ke~ka¾dé formuli lze najít ekvivalentní
162 formuli v~CNF, ale pøi tom se bohu¾el formule mù¾e a¾ exponenciálnì prodlou¾it.
163 Pozdìji uká¾eme, ¾e pro ka¾dou formuli~$\chi$ existuje nìjaká formule $\chi'$ v~CNF,
164 která je splnitelná právì tehdy, kdy¾ je $\chi$ splnitelná. Formule $\chi'$ pøitom
165 bude dlouhá $\O(\vert\chi\vert)$, ale budou v~ní nìjaké nové promìnné.
167 \prob{3-SAT -- splnitelnost formulí s~krátkými klauzulemi}
169 Pro SAT zatím není známý ¾ádný polynomiální algoritmus. Co kdybychom zkusili
170 problém trochu zjednodu¹it a uva¾ovat pouze formule ve~speciálním tvaru?
172 Povolíme tedy na vstupu pouze takové formule v~CNF, jejich¾ ka¾dá klauzule obsahuje
173 nejvý¹e tøi literály. Uká¾eme, ¾e tento problém je stejnì tì¾ký jako pùvodní SAT.
175 \s{Pøevod 3-SATu na SAT:}
176 Jeliko¾ 3-SAT je speciálním pøípadem SATu, poslou¾í tu jako pøevodní funkce
179 \s{Pøevod SATu na 3-SAT:}
180 Nech» se ve~formuli vyskytuje nìjaká \uv{¹patná} klauzule o~$k>3$ literálech.
181 Mù¾eme ji zapsat ve~tvaru $(\alpha\lor\beta)$, kde $\alpha$ obsahuje 2~literály
182 a $\beta$ $k-2$ literálù. Poøídíme si novou promìnnou~$x$ a klauzuli nahradíme
183 dvìma novými $(\alpha\lor x)$ a $(\beta\lor\lnot x)$. První z~nich obsahuje 3~literály,
184 tedy je dobrá. Druhá má $k-1$ literálù, tak¾e mù¾e být stále ¹patná, ale aspoò je
185 krat¹í, tak¾e mù¾eme postup opakovat.
187 Takto postupnì nahradíme v¹echny ¹patné klauzule dobrými, co¾ bude trvat nejvý¹e
188 polynomiálnì dlouho: klauzuli délky~$k$ rozebereme po $k-3$ krocích, ¹patných
189 klauzulí je lineárnì s~délkou formule.
191 Zbývá ukázat, ¾e nová formule je splnitelná právì tehdy, byla-li splnitelná
192 formule pùvodní. K~tomu staèí ukázat, ¾e ka¾dý jednotlivý krok pøevodu splnitelnost
195 Pokud pùvodní formule byla splnitelná, uva¾me nìjaké splòující ohodnocení promìnných.
196 Uká¾eme, ¾e v¾dy mù¾eme novou promìnnou~$x$ nastavit tak, aby vzniklo splòující
197 ohodnocení nové formule. Víme, ¾e klauzule $(\alpha\lor\beta)$ byla splnìna. Proto
200 \:Buïto $\alpha=1$. Pak polo¾íme $x=0$, tak¾e $(\alpha\lor x)$ bude splnìna díky~$\alpha$
201 a $(\beta\lor\lnot x)$ díky~$x$.
202 \:Anebo $\alpha=0$, a~tedy $\beta=1$. Pak polo¾íme $x=1$, èím¾ bude $(\alpha\lor x)$ splnìna díky~$x$,
203 zatímco $(\beta\lor\lnot x)$ díky~$\beta$.
205 \>Ostatní klauzule budou stále splnìny.
207 V~opaèném smìru: pokud dostaneme splòující ohodnocení nové formule, umíme z~nìj získat
208 splòující ohodnocení formule pùvodní. Uká¾eme, ¾e staèí zapomenout promìnnou~$x$.
209 V¹echny klauzule, kterých se na¹e transformace netýká, jsou nadále splnìné.
210 Co klauzule $(\alpha\lor\beta)$?
212 \:Buïto $x=0$, pak musí být $(\alpha\lor x)$ splnìna díky~$\alpha$, tak¾e
213 $(\alpha\lor\beta)$ je také splnìna díky~$\alpha$.
214 \:Anebo $x=1$, pak musí být $(\beta\lor\lnot x)$ splnìna díky~$\beta$, tak¾e
215 i $(\alpha\lor\beta)$ je splnìna.
218 \>Tím je pøevod hotov, SAT a 3-SAT jsou tedy ekvivalentní.
220 \prob{NzMna -- nezávislá mno¾ina vrcholù v~grafu}
222 \s{Definice:} Mno¾ina vrcholù grafu je {\I nezávislá,} pokud ¾ádné dva
223 vrcholy le¾ící v~této mno¾inì nejsou spojeny hranou. (Jinými slovy nezávislá
224 mno¾ina indukuje podgraf bez hran.)
226 \figure{nezmna.eps}{Pøíklad nezávislé mno¾iny}{0.7in}
228 \>Na samotnou existenci nezávislé mno¾iny se nemá smysl ptát -- prázdná mno¾ina
229 èi libovolný jeden vrchol jsou v¾dy nezávislé. Zajímavé ale je, jestli graf obsahuje
230 dostateènì velkou nezávislou mno¾inu.
232 \inp Neorientovaný graf $G$ a èíslo $k \in {\bb N}$.
234 \outp Zda existuje nezávislá mno¾ina $A \subseteq V(G)$ velikosti alespoò~$k$.
236 \s{Pøevod 3-SAT $\rightarrow$ NzMna:}
237 Dostaneme formuli a máme vytvoøit graf, v~nìm¾ se bude nezávislá mno¾ina
238 urèené velikosti nacházet právì tehdy, je-li formule splnitelná.
239 My¹lenka pøevodu bude jednoduchá: z~ka¾dé klauzule budeme chtít vybrat jeden
240 literál, jeho¾ nastavením klauzuli splníme. Samozøejmì si musíme dát pozor, abychom
241 v~rùzných klauzulích nevybírali konfliktnì, tj. jednou~$x$ a podruhé~$\lnot x$.
243 Jak to pøesnì zaøídit:
244 pro ka¾dou z~$k$~klauzulí zadané formule vytvoøíme trojúhelník a jeho vrcholùm
245 pøiøadíme literály klauzule. (Pokud by klauzule obsahovala ménì literálù,
246 prostì nìkteré vrcholy trojúhelníka sma¾eme.) Navíc spojíme hranami v¹echny
247 dvojice konfliktních literálù ($x$ a~$\lnot x$) z~rùzných trojúhelníkù.
249 V~tomto grafu se budeme ptát po nezávislé mno¾inì velikosti alespoò~$k$.
250 Jeliko¾ z~ka¾dého trojúhelníka mù¾eme do~nezávislé mno¾iny vybrat nejvý¹e jeden vrchol,
251 jediná mo¾nost, jak dosáhnout po¾adované velikosti, je vybrat z~ka¾dého právì jeden
252 vrchol. Uká¾eme, ¾e taková nezávislá mno¾ina existuje právì tehdy, je-li formule splnitelná.
254 Máme-li splòující ohodnocení formule, mù¾eme z~ka¾dé klauzule vybrat jeden splnìný
255 literál. Do nezávislé mno¾iny umístíme vrcholy odpovídající tìmto literálùm. Je jich
256 právì~$k$. Jeliko¾ ka¾dé dva vybrané vrcholy le¾í v~rùzných trojúhelnících a nikdy
257 nemù¾e být splnìný souèasnì literál a jeho negace, mno¾ina je opravdu nezávislá.
259 A~opaènì: Kdykoliv dostaneme nezávislou mno¾inu velikosti~$k$, vybereme literály
260 odpovídající vybraným vrcholùm a pøíslu¹né promìnné nastavíme tak, abychom tyto
261 literály splnili. Díky hranám mezi konfliktními literály se nikdy nestane, ¾e bychom
262 potøebovali promìnnou nastavit souèasnì na~0 a na~1. Zbývající promìnné ohodnotíme
263 libovolnì. Jeliko¾ jsme v~ka¾dé klauzuli splnili alespoò jeden literál, jsou
264 splnìny v¹echny klauzule, a~tedy i celá formule.
266 Pøevod je tedy korektní, zbývá rozmyslet, ¾e bì¾í v~polynomiálním èase:
267 Poèet vrcholù grafu odpovídá poètu literálù ve formuli, poèet hran je maximálnì
268 kvadratický. Ka¾dý vrchol i hranu pøitom sestrojíme v~polynomiálním èase, tak¾e
269 celý pøevod je také polynomiální.
271 \figure{nezmna_graf.eps}{Graf pro formuli $(x \lor y \lor z) \land (x \lor \lnot y \lor \lnot z) \land (\lnot x \lor \lnot y \lor p)$}{3in}
273 \s{Pøevod NzMna $\rightarrow$ SAT:}
274 Dostaneme graf a èíslo~$k$, chceme vytvoøit formuli, která je splnitelná právì
275 tehdy, pokud se v~grafu nachází nezávislá mno¾ina o~alespoò~$k$ vrcholech.
276 Tuto formuli sestrojíme následovnì.
278 Vrcholy grafu oèíslujeme od~1 do~$n$ a poøídíme si pro nì promìnné $v_1, \ldots, v_n$,
279 které budou indikovat, zda byl pøíslu¹ný vrchol vybrán do nezávislé mno¾iny
280 (pøíslu¹né ohodnocení promìnných tedy bude odpovídat charakteristické funkci nezávislé mno¾iny).
282 Aby mno¾ina byla opravdu nezávislá, pro ka¾dou hranu $ij \in E(G)$ pøidáme klauzuli
283 $(\lnot v_i \lor \lnot v_j)$.
285 Je¹tì potøebujeme zkontrolovat, ¾e mno¾ina je dostateènì velká. To neumíme provést
286 pøímo, ale pou¾ijeme lest: vyrobíme matici promìnných~$X$ tvaru~$k\times n$, která bude popisovat
287 oèíslování vrcholù nezávislé mno¾iny èísly od~1 do~$k$. Konkrétnì $x_{ij}$ bude øíkat,
288 ¾e v~poøadí $i$-tý prvek nezávislé mno¾iny je vrchol~$j$. K~tomu potøebujeme zaøídit:
291 \:Aby v~ka¾dém sloupci byla nejvý¹e jedna jednièka. Na to si poøídíme klauzule
292 $(x_{i,j} \Rightarrow \lnot x_{i',j})$ pro $i'\ne i$.
293 (Jsou to implikace, ale mù¾eme je zapsat i jako disjunkce, proto¾e $a\Rightarrow b$
294 je toté¾ jako $\lnot a \lor b$.)
295 \:Aby v~ka¾dém øádku le¾ela právì jedna jednièka. Nejprve zajistíme nejvý¹e jednu
296 klauzulemi $(x_{i,j} \Rightarrow \lnot x_{i,j'})$ pro $j'\ne j$.
297 Pak pøidáme klauzule $(x_{i,1}\lor x_{i,2}\lor \ldots \lor x_{i,n})$,
298 které po¾adují alespoò jednu jednièku v~øádku.
299 \:Vztah mezi oèíslováním a nezávislou mno¾inou: pøidáme klauzule $x_{i,j} \Rightarrow v_j$.
300 (V¹imnìte si, ¾e nezávislá mno¾ina mù¾e obsahovat
301 i neoèíslované prvky, ale to nám nevadí. Dùle¾ité je, aby jich mìla $k$~oèíslovaných.)
304 Správnost pøevodu je zøejmá, ovìøme je¹tì, ¾e probíhá v~polynomiálním èase.
305 To plyne z~toho, ¾e vytvoøíme polynomiálnì mnoho klauzulí a ka¾dou z~nich
306 stihneme vypsat v~lineárním èase.
308 Dokázali jsme tedy, ¾e testování existence nezávislé mno¾iny je stejnì tì¾ké
309 jako testování splnitelnosti formule. Pojïme se podívat na dal¹í problémy.
311 \prob{Klika -- úplný podgraf}
313 Podobnì jako nezávislou mno¾inu mù¾eme v~grafu hledat i {\I kliku} -- úplný
314 podgraf dané velikosti.
316 \inp Graf $G$ a èíslo $k \in N$.
318 \outp Existuje-li úplný podgraf grafu $G$ na alespoò $k$ vrcholech.
320 \figure{klika.eps}{Pøíklad kliky}{2in}
322 Tento problém je ekvivalentní s~hledáním nezávislé mno¾iny. Pokud v~grafu prohodíme
323 hrany a nehrany, stane se z~ka¾dé kliky a nezávislá mno¾ina a naopak. Pøevodní funkce
324 tedy zneguje hrany a ponechá èíslo~$k$.
326 \figure{doplnek_nm.eps}{Prohození hran a nehran}{2in}
328 \prob{3,3-SAT -- splnitelnost s~malým poètem výskytù}
330 Ne¾ se pustíme do~dal¹ího kombinatorického problému, pøedvedeme je¹tì jednu
331 speciální variantu SATu, se kterou se nám bude pracovat pøíjemnìji.
333 Ji¾ jsme ukázali, ¾e SAT zùstane stejnì tì¾ký, omezíme-li se na formule
334 s~klauzulemi délky nejvý¹e~3. Teï budeme navíc po¾adovat, aby se ka¾dá promìnná
335 vyskytovala v~maximálnì tøech literálech. Tomuto problému se øíká 3,3-SAT.
337 \s{Pøevod 3-SATu na 3,3-SAT:}
338 Pokud se promìnná $x$ vyskytuje v~$k > 3$ literálech, nahradíme její výskyty novými promìnnými $x_1, \ldots , x_k$
339 a pøidáme klauzule, které zabezpeèí, ¾e tyto promìnné budou v¾dy ohodnoceny stejnì:
341 (x_1 \Rightarrow x_2),
342 (x_2 \Rightarrow x_3),
343 (x_3 \Rightarrow x_4),
345 (x_{k-1} \Rightarrow x_k),
346 (x_k \Rightarrow x_1).
350 Mù¾eme dokonce zaøídit, aby se ka¾dý literál vyskytoval nejvý¹e dvakrát
351 (tedy ¾e ka¾dá promìnná se vyskytuje alespoò jednou pozitivnì a alespoò jednou negativnì).
352 Pokud by se nìjaká promìnná objevila ve~tøech stejných literálech, mù¾eme na~ni
353 také pou¾ít ná¹ trik a nahradit ji tøemi promìnnými. V~nových klauzulích se pak bude
354 vyskytovat jak pozitivnì, tak negativnì (opìt pøipomínáme, ¾e $a\Rightarrow b$
355 je jen zkratka za $\lnot a\lor b$).
359 \inp Tøi mno¾iny, napø. $K$ (kluci), $H$ (holky), $Z$ (zvíøátka) a
360 mno¾ina $T \subseteq K\times H\times Z$ kompatibilních trojic (tìch, kteøí se
363 \outp Zda existuje perfektní podmno¾ina trojic, tedy taková, v~ní¾ se ka¾dý
364 prvek mno¾in $K$, $H$ a~$Z$ úèastní právì jedné trojice.
366 \figure{3d_parovani.eps}{Ukázka 3D-párování}{3in}
368 \s{Pøevod 3,3-SATu na 3D-párování:}
369 Uva¾ujme trochu obecnìji. Pokud chceme ukázat, ¾e se na nìjaký problém dá pøevést
370 SAT, potøebujeme obvykle dvì vìci: Jednak konstrukci, která bude simulovat
371 promìnné, tedy nìco, co nabývá dvou stavù \<true>/\<false>. Pak také
372 potøebujeme cosi, co umí zaøídit, aby ka¾dá klauzule byla splnìna alespoò
373 jednou promìnnou. Jak to provést u~3D-párování?
375 Uva¾ujme následující konfiguraci:
379 \>V~ní se nacházejí 4~zvíøátka ($z_1$ a¾ $z_4$), 2~kluci ($k_1$ a $k_2$),
380 2~dívky ($d_1$ a $d_2$) a 4~trojice ($A$, $B$, $C$ a~$D$). Zatímco zvíøátka
381 se budou moci úèastnit i jiných trojic, kluky a dìvèata nikam jinam nezapojíme.
383 V¹imneme si, ¾e existují právì dvì mo¾nosti, jak tuto konfiguraci spárovat.
384 Abychom spárovali kluka $k_1$, tak musíme vybrat buï trojici~$A$ nebo~$B$.
385 Pokud si vybereme~$A$, $k_1$ i $d_2$ u¾ jsou spárovaní, tak¾e si nesmíme vybrat
386 $B$ ani~$D$. Pak jediná mo¾nost, jak spárovat $d_1$ a~$k_2$, je pou¾ít~$C$.
387 Naopak zaèneme-li trojicí~$B$, vylouèíme $A$ a~$D$ a pou¾ijeme~$D$ (situace
390 V¾dy si tedy musíme vybrat dvì protìj¹í trojice v~obrázku a druhé dvì nechat
391 nevyu¾ité. Tyto mo¾nosti budeme pou¾ívat k~reprezentaci promìnných. Pro ka¾dou
392 promìnnou si poøídíme jednu kopii obrázku. Volba $A+C$ bude odpovídat nule
393 a nespáruje zvíøátka $z_2$ a~$z_4$. Volba $B+D$ reprezentuje jednièku a nespáruje
394 $z_1$ a~$z_3$. Pøes tato nespárovaná zvíøátka mù¾eme pøedávat informaci o~hodnotì
395 promìnné do~klauzulí.
397 Zbývá vymyslet, jak reprezentovat klauzule. Mìjme klauzuli tvaru øeknìme
398 $(x \lor y \lor \lnot r)$. Potøebujeme zajistit, aby $x$ bylo
399 nastavené na $1$ nebo $y$ bylo nastavené na~$1$ nebo $r$ na $0$.
401 \fig{klauzule.eps}{4cm}
403 Pro takovouto klauzuli si poøídíme novou dvojici kluk a dívka, kteøí budou figurovat
404 ve~tøech trojicích se tøemi rùznými zvíøátky, co¾ budou volná zvíøátka
405 z~obrázkù pro pøíslu¹né promìnné. Zvolíme je tak, aby byla volná pøi správném
406 nastavení promìnné. Doká¾eme pøitom zaøídit, ¾e ka¾dé zvíøátko bude pou¾ité
407 v~maximálnì jedné klauzuli, nebo» ka¾dý literál se vyskytuje nejvý¹e dvakrát
408 a máme pro nìj dvì volná zvíøátka.
410 Je¹tì nám urèitì zbude $2p-k$ zvíøátek, kde $p$ je poèet promìnných a $k$
411 poèet klauzulí. Ka¾dá promìnná toti¾ dodá 2~volná zvíøátka a ka¾dá klauzule
412 pou¾ije jedno z~nich. Pøidáme proto je¹tì $2p-k$ párù lidí, kteøí milují úplnì
413 v¹echna zvíøátka; ti vytvoøí zbývající trojice.
415 Snadno ovìøíme, ¾e celý pøevod pracuje v~polynomiálním èase, rozmysleme si je¹tì,
418 Pokud formule byla splnitelná, z~ka¾dého splòujícího ohodnocení mù¾eme vyrobit
419 párování v~na¹í konstrukcí. Obrázek pro ka¾dou promìnnou spárujeme podle
420 ohodnocení (buï $A+C$ nebo $B+D$). Pro ka¾dou klauzuli si vybereme trojici,
421 která odpovídá nìkterému z~literálù, jimi¾ je klauzule splnìna.
423 A~opaènì: Kdy¾ nám nìkdo dá párovaní v~na¹í konstrukci, doká¾eme z~nìj
424 vyrobit splòující ohodnocení dané formule. Podíváme se, v~jakém stavu je
425 promìnná, a~to je v¹echno. Z~toho, ¾e jsou správnì spárované klauzule, u¾
426 okam¾itì víme, ¾e jsou v¹echny splnìné.
428 Ukázali jsme tedy, ¾e na 3D-párování lze pøevést 3,3-SAT, a~tedy i obecný SAT.
429 Pøevod v~opaèném smìru ponecháme jako cvièení, mù¾ete ho provést podobnì,
430 jako jsme na SAT pøevádìli nezávislou mno¾inu.
432 \figure{prevody.eps}{Pøevody mezi problémy}{3in}
434 \h{NP-úplné problémy}
436 Dosud jsme zkoumali problémy, které se nás ptaly na to, jestli nìco existuje.
437 Napøíklad jsme dostali formuli a problém splnitelnosti se nás ptal, zda
438 existuje ohodnocení promìnných takové, ¾e formule platí. Nebo v~pøípadì
439 nezávislých mno¾in jsme dostali graf a èíslo $k$ a ptali jsme se, jestli
440 v~grafu existuje nezávislá mno¾ina, která obsahuje alespoò~$k$ vrcholù.
441 Tyto otázky mìly spoleèné to, ¾e kdy¾ nám nìkdo napovìdìl nìjaký objekt, umìli
442 jsme efektivnì øíci, zda je to ten, který hledáme. Napøíklad pokud dostaneme
443 ohodnocení promìnných logické formule, staèí jen dosadit a spoèítat, kde
444 formule dá \<true> nebo \<false>. Zjistit, ¾e nìjaký objekt je ten, který
445 hledáme, umíme efektivnì. Tì¾ké na tom je takový objekt najít. Co¾ vede
446 k~definici obecných vyhledávacích problémù, kterým se øíká tøída problémù NP.
447 Nadefinujeme si ji poøádnì, ale nejdøíve zaèneme tro¹ièku jednodu¹¹í tøídou.
449 \s{Definice:} P je {\I tøída rozhodovacích problémù}, které jsou øe¹itelné
450 v~polynomiálním èase. Jinak øeèeno, problém
451 $L \in {\rm P} \Leftrightarrow \exists $ polynom $f$ a~$\exists$ algoritmus~$A$
452 takový, ¾e $\forall x: L(x)=A(x)$ a $A(x)$ dobìhne v~èase $\O(f(x))$.
454 Tøída P tedy odpovídá tomu, o èem jsme se shodli, ¾e umíme efektivnì øe¹it.
455 Nadefinujme nyní tøídu NP:
457 \s{Definice:} NP je {\I tøída rozhodovacích problémù} takových, ¾e $L \in {\rm NP}$ právì tehdy, kdy¾ $\exists $ problém
458 $K\in{\rm P}$ a $\exists$ polynom $g$ takový, ¾e pro
459 $\forall x$ platí $L(x)=1 \Leftrightarrow \exists $ nápovìda $ y: \vert y \vert \leq g(\vert x \vert)$ a souèasnì $K(x,y)=1$.
461 \s{Pozorování:} Splnitelnost logických formulí je v~NP. Staèí si toti¾ nechat napovìdìt, jak
462 ohodnotit jednotlivé promìnné a pak ovìøit, jestli je formule splnìna. Nápovìda je polynomiálnì
463 velká (dokonce lineárnì), splnìní zkontrolujeme také v~lineárním èase. Odpovíme tedy ano právì
464 tehdy, existuje-li nápovìda, která nás pøesvìdèí, èili pokud je formule splnitelná.
466 \s{Pozorování:} Tøída P le¾í uvnitø NP.
467 V~podstatì øíkáme, ¾e kdy¾ máme problém, který umíme øe¹it v~polynomiálním èase
468 bez nápovìdy, tak to zvládneme v~polynomiálním èase i s~nápovìdou.
470 Problémy z minulé pøedná¹ky jsou v¹echny v NP (napø. pro nezávislou
471 mno¾inu je onou nápovìdou pøímo mno¾ina vrcholù deklarující nezávislost),
472 o jejich pøíslu¹nosti do P ale nevíme nic.
473 Brzy uká¾eme, ¾e to jsou v jistém smyslu nejtì¾¹í problémy v~NP.
476 \s{Definice:} Problém $L$ je NP-{\I tì¾ký} právì tehdy, kdy¾ je na~nìj pøevoditelný
477 ka¾dý problém z~NP (viz definici pøevodù z minulé pøedná¹ky).
479 Rozmyslete si, ¾e pokud umíme øe¹it nìjaký NP-tì¾ký problém v~polynomiálním èase,
480 pak umíme vyøe¹it v~polynomiálním èase v¹e v~NP, a tedy ${\rm P}={\rm NP}$.
482 My se budeme zabývat problémy, které jsou NP-tì¾ké a samotné jsou v~NP. Takovým problémùm se øíká NP-úplné.
484 \s{Definice:} Problém $L$ je NP-{\I úplný} právì tehdy, kdy¾ $L$ je NP-tì¾ký a $L \in {\rm NP}$.
486 NP-úplné problémy jsou tedy ve~své podstatì nejtì¾¹í problémy, které le¾í v~NP.
487 Kdybychom umìli vyøe¹it nìjaký NP-úplný problém v~polynomiálním èase, pak
488 v¹echno v~NP je øe¹itelné v~polynomiálním èase. Bohu¾el to, jestli nìjaký
489 NP-úplný problém lze øe¹it v~polynomiálním èase, se neví. Otázka, jestli
490 ${\rm P}={\rm NP}$, je asi nejznámìj¹í otevøený problém v~celé teoretické
493 Kde ale nìjaký NP-úplný problém vzít? K~tomu se nám bude velice hodit následující vìta:
495 \s{Vìta (Cookova):} SAT je NP-úplný.
497 \>Dùkaz je znaènì technický, pøibli¾nì ho naznaèíme pozdìji. Pøímým dùsledkem
498 Cookovy vìty je, ¾e cokoli v~NP je pøevoditelné na SAT.
499 K dokazování NP-úplnosti dal¹ích problémù pou¾ijeme následující vìtièku:
501 \s{Vìtièka:} Pokud problém $L$ je NP-úplný a $L$ se dá pøevést na nìjaký problém $M\in{\rm NP}$, pak $M$ je také NP-úplný.
504 Tuto vìtièku staèí dokázat pro NP-tì¾kost, NP-úplnost plyne okam¾itì z~toho, ¾e
505 problémy jsou NP-tì¾ké a le¾í v~NP (podle pøedpokladu).
507 Víme, ¾e $L$ se dá pøevést na~$M$ nìjakou funkcí~$f$. Jeliko¾ $L$ je NP-úplný,
508 pak pro ka¾dý problém $Q\in{\rm NP}$ existuje nìjaká funkce~$g$, která pøevede
509 $Q$ na~$L$. Staèí tedy slo¾it funkci~$f$ s~funkcí~$g$, èím¾ získáme funkci pracující
510 opìt v~polynomiálním èase, která pøevede~$Q$ na~$M$. Ka¾dý problém z~NP se tedy
511 dá pøevést na problém~$M$.
514 \s{Dùsledek:} Cokoliv, na co jsme umìli pøevést SAT, je také NP-úplné.
515 Napøíklad nezávislá mno¾ina, rùzné varianty SATu, klika v~grafu~\dots
517 Jak taková tøída NP vypadá? Pøedstavme si v¹echny problémy tøídy NP, jakoby seøazené
518 shora dolu podle obtí¾nosti problémù (tedy navzdor gravitaci), kde porovnání dvou
519 problémù urèuje pøevoditelnost (viz obrázek).
521 \figure{p-np.eps}{Struktura tøídy NP}{2.5cm}
523 Obecnì mohou nastat dvì situace, proto¾e nevíme, jestli ${\rm P}={\rm NP}$.
524 Jestli ano, pak v¹echno je jedna a ta samá tøída. To by bylo v nìkterých
525 pøípadech nepraktické, napø. ka¾dá ¹ifra by byla jednodu¹e rozlu¹titelná.
526 \foot{Poznámka o ¹ifrách -- libovolnou funkci vyèíslitelnou v polynomiálním
527 èase bychom umìli v polynomiálním èase také invertovat.}
528 Jestli ne, NP-úplné problémy urèitì nele¾í v P, tak¾e P a NP-úplné problémy
529 jsou dvì disjunktní èásti NP. Také se dá dokázat (to dìlat nebudeme, ale je
530 dobré to vìdìt), ¾e je¹tì nìco le¾í mezi nimi, tedy ¾e existuje problém, který
531 je v~NP, není v~P a není NP-úplný (dokonce je takových problémù nekoneènì mnoho,
532 v nekoneènì tøídách).
534 \s{Katalog NP-úplných problémù}
536 Uká¾eme si nìkolik základních NP-úplných problémù. O~nìkterých jsme to dokázali
537 na~minulé pøedná¹ce, o~dal¹ích si to doká¾eme nyní, zbylým se na~zoubek podíváme
543 \:SAT (splnitelnost logických formulí v~CNF)
544 \:3-SAT (ka¾dá klauzule obsahuje max.~3 literály)
545 \:3,3-SAT (a navíc ka¾dá promìnná se vyskytuje nejvý¹e tøikrát)
546 \:SAT pro obecné formule (nejen CNF)
547 \:Obvodový SAT (není to formule, ale obvod)
551 \:Nezávislá mno¾ina (existuje mno¾ina alespoò~$k$ vrcholù taková, ¾e ¾ádné dva nejsou propojeny hranou?)
552 \:Klika (existuje úplný podgraf na~$k$ vrcholech?)
553 \:3D párování (tøi mno¾iny se zadanými trojicemi, existuje taková mno¾ina disjunktních trojic, ve~které jsou v¹echny prvky?)
554 \:Barvení grafu (lze obarvit vrcholy $k$~barvami tak, aby vrcholy stejné barvy nebyly nikdy spojeny hranou? NP-úplné u¾ pro~$k=3$)
555 \:Hamiltonovská cesta (cesta obsahující v¹echny vrcholy [právì jednou])
556 \:Hamiltonovská kru¾nice (kru¾nice, která nav¹tíví v¹echny vrcholy [právì jednou])
560 \:Batoh (nejjednodu¹¹í verze: dána mno¾ina èísel, zjistit, zda existuje podmno¾ina se zadaným souètem)
561 \:Batoh -- optimalizace (podobnì jako u pøedchozího problému, ale místo mno¾iny èísel máme mno¾inu
562 pøedmìtù s vahami a cenami, chceme co nejdra¾¹í podmno¾inu její¾ váha nepøesáhne zadanou kapacitu
564 \:Loupe¾níci (lze rozdìlit danou mno¾inu èísel na~dvì podmno¾iny se stejným souètem)
565 \:$Ax=b$ (soustava celoèíslených lineárních rovnic; $x_i$ mohou být pouze 0 nebo 1; NP-úplné i pokud $A_{ij}\in\{0,1\}$ a $b_i\in\{0,1\}$)
566 \:Celoèíselné lineární programování (existuje vektor nezáporných celoèísených $x$ takový, ¾e $Ax \leq b$ ?)
570 \h{Náznak dùkazu Cookovy vìty}
572 Abychom mohli budovat teorii NP-úplnosti, potøebujeme alespoò jeden problém,
573 o kterém doká¾eme, ¾e je NP-úplný, z definice. Cookova vìta øíká o NP-úplnosti
574 SAT-u, ale nám se to hodí dokázat o tro¹ku jiném problému -- {\I obvodovém SAT-u}.
576 \>{\I Obvodový SAT} je splnitelnost, která nepracuje s~formulemi, ale s~booleovskými
577 obvody (hradlovými sítìmi). Ka¾dá formule se dá pøepsat do booleovského obvodu,
578 který ji poèítá, tak¾e dává smysl zavést splnitelnost i pro obvody. Na¹e obvody
579 budou mít nìjaké vstupy a~jenom jeden výstup. Budeme se ptát, jestli se vstupy
580 tohoto obvodu dají nastavit tak, abychom na výstupu dostali \<true>.
582 \>Nejprve doká¾eme NP-úplnost {\I obvodového SAT-u} a~pak uká¾eme, ¾e se dá
583 pøevést na obyèejný SAT v~CNF. Tím bude dùkaz Cookovy vìty hotový. Zaènìme
586 \s{Lemma:} Nech» $L$ je problém v P. Potom existuje polynom $p$ a algoritmus,
587 který pro $\forall n \ge 0$ spoète v èase $p(n)$ hradlovou sí» $Bn$ s $n$ vstupy
588 a 1 výstupem takovou, ¾e $\forall x \in \{ 0, 1 \}^n : Bn(x) = L(x)$.
591 Náznakem. Na základì zku¹eností z Principù poèítaèù intuitivnì chápeme poèítaèe
592 jako nìjaké slo¾ité booleovské obvody, jejich¾ stav se mìní v~èase. Uva¾me tedy
593 nìjaký problém $L \in {\rm P}$ a polynomiální algoritmus, který ho øe¹í. Pro vstup
594 velikosti~$n$ dobìhne v~èase~$T$ polynomiálním v~$n$ a spotøebuje $\O(T)$ bunìk pamìti.
595 Staèí nám tedy \uv{poèítaè s~pamìtí velkou $\O(T)$}, co¾ je nìjaký booleovský obvod
596 velikosti polynomiální v~$T$, a~tedy i v~$n$. Vývoj v~èase o¹etøíme tak, ¾e sestrojíme~$T$
597 kopií tohoto obvodu, ka¾dá z~nich bude odpovídat jednomu kroku výpoètu a bude
598 propojena s~\uv{minulou} a \uv{budoucí} kopií. Tím sestrojíme booleovský obvod,
599 který bude øe¹it problém~$L$ pro vstupy velikosti~$n$ a bude polynomiálnì velký
603 Pro dùkaz následující vìty si dovolíme drobnou úpravu v~definici tøídy NP.
604 Budeme chtít, aby nápovìda
605 mìla pevnou velikost, závislou pouze na~velikosti vstupu (tedy: $\vert y \vert
606 = g(\vert x \vert)$ namísto $\vert y \vert \le g(\vert x \vert)$). Proè je taková
607 úprava BÚNO? Jistì si dovedete pøedstavit,
608 ¾e pùvodní nápovìdu doplníme na po¾adovanou délku nìjakými \uv{mezerami}, které
609 program ignoruje. (Tedy upravíme program tak, aby mu nevadilo, ¾e dostane na
610 konci nápovìdy nìjak kódované mezery.)
612 \s{Vìta:} Obvodový SAT je NP-úplný.
615 Máme tedy nìjaký problém $L$ z~NP a~chceme dokázat, ¾e $L$ se dá pøevést
616 na~obvodový SAT (tj. NP-tì¾kost). Kdy¾ nám nìkdo pøedlo¾í nìjaký vstup $x$
617 (chápeme jako posloupnost $x_1, x_2, \ldots, x_n$),
618 spoèítáme velikost nápovìdy $g(n)$. Víme, ¾e kontrolní
619 algoritmus~$K$ (který kontroluje, zda nápovìda je správnì) je v~P. Vyu¾ijeme
620 pøedchozí lemma, abychom získali obvod, který pro konkrétní velikost vstupu
621 $x$ poèítá to, co kontrolní algoritmus $K$. Na vstupu tohoto obvodu bude $x$
622 (vstup problému $L$) a~nápovìda~$y$. Na výstupu nám øekne, jestli je nápovìda
623 správná. Velikost vstupu tohoto obvodu bude tedy $p(g(n))$, co¾ je také polynom.
625 \fig{kobvod.eps}{2.3cm}
627 \>V tomto obvodu zafixujeme vstup $x$ (na místa vstupu dosadíme konkrétní hodnoty z $x$). Tím získáme obvod, jeho¾ vstup je jen $y$ a~ptáme se, zda za $y$ mù¾eme dosadit nìjaké hodnoty tak, aby na výstupu bylo \<true>. Jinými slovy, ptáme se, zda je tento obvod splnitelný.
629 \>Pro libovolný problém z~NP tak doká¾eme sestrojit funkci, která pro ka¾dý vstup~$x$ v~polynomiálním èase vytvoøí obvod, který je splnitelný pravì tehdy, kdy¾ odpovìï tohoto problému na vstup $x$ má být \<true>. Tedy libovolný problém z~NP se dá
630 v~polynomiálním èase pøevést na obvodový SAT.
632 \>Obvodový SAT je v NP triviálnì -- staèí si nechat poradit vstup, sí»
633 topologicky setøídit a v~tomto poøadí poèítat hodnoty hradel.
636 \s{Lemma:} Obvodový SAT se dá pøevést na 3-SAT.
639 Budeme postupnì budovat formuli v~konjunktivní normální formì. Ka¾dý booleovský obvod se dá pøevést v~polynomiálním èase na~ekvivalentní obvod, ve~kterém se vyskytují jen hradla {\csc and} a {\csc not}, tak¾e staèí najít klauzule odpovídající tìmto hradlùm. Pro ka¾dé hradlo v~obvodu zavedeme novou promìnnou popisující jeho výstup. Pøidáme klauzule, které nám kontrolují, ¾e toto hradlo máme ohodnocené konzistentnì.
641 \>{\I Pøevod hradla \csc not}: na vstupu hradla budeme mít nìjakou promìnnou $x$ (která pøi¹la buïto pøímo ze~vstupu toho celého obvodu nebo je to promìnná, která vznikla na výstupu nìjakého hradla) a na výstupu promìnnou $y$. Pøidáme klauzule, které nám zaruèí, ¾e jedna promìnná bude negací té druhé:
642 $$\matrix{ (x \lor y), \cr
643 (\neg{x} \lor \neg{y}). \cr }
645 \vcenter{\hbox{\epsfxsize=0.7cm\epsfbox{not.eps}}}
648 \>{\I Pøevod hradla \csc and}: Hradlo má vstupy $x, y$ a~výstup $z$. Potøebujeme pøidat klauzule, které nám popisují, jak se má hradlo {\csc and} chovat. Tyto vztahy pøepí¹eme do~konjunktivní normální formy:
651 x\ \&\ y \Rightarrow z \cr
652 \neg{x} \Rightarrow \neg{z} \cr
653 \neg{y} \Rightarrow \neg{z} \cr
659 (z \lor \neg{x} \lor \neg{y}) \cr
664 \vcenter{\hbox{\epsfxsize=0.7cm\epsfbox{and.eps}}}
667 \>Kdy¾ chceme pøevádìt obvodový SAT na 3-SAT, obvod nejdøíve pøelo¾íme na takový, ve~kterém jsou jen hradla {\csc and} a~{\csc not}, a~pak hradla tohoto obvodu pøelo¾íme na klauzule. Formule vzniklá z~takovýchto klauzulí je splnitelná pravì tehdy, kdy¾ je splnitelný daný obvod. Pøevod pracuje v polynomiálním èase.
671 Kdy¾ jsme zavádìli SAT, omezili jsme se jen na formule, které jsou
672 v~konjunktivní normální formì (CNF). Teï u¾ víme, ¾e splnitelnost obecné
673 booleovské formule doká¾eme pøevést na obvodovou splnitelnost a tu pak
674 pøevést na 3-SAT. Opaèný pøevod je samozøejmì triviální, tak¾e obecný SAT
675 je ve~skuteènosti ekvivalentní s~na¹ím \uv{standardním} SATem pro CNF.
projects / ads2.git / blob