Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
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6.8. WEITERE N P-VOLLSTÄNDIGE PROBLEME 171<br />
Für die gegebene Belegung der Variablen mit φ = true färben wir wie folgt:<br />
1. S, B und W wie angedeutet (schwarz, blau, weiß),<br />
2. Knoten des Typs 2 s<strong>in</strong>d weiß, falls ihr Wert true ist, und schwarz, falls der<br />
Wert false ist,<br />
3. <strong>in</strong> jedem der Hilfsgraphen ist m<strong>in</strong>destens e<strong>in</strong>er der Knoten a, b, c weiß gefärbt,<br />
deshalb können wir e<strong>in</strong>e Färbung f<strong>in</strong>den, die auch d weiß färbt f<strong>in</strong>den, siehe<br />
(2) oben.<br />
Umgekehrt beweisen wir:<br />
Gφ 3-färbbar =⇒ φ erfüllbar.<br />
Wir können, ohne Beschränkung der Allgeme<strong>in</strong>heit, annehmen, dass die gegebene<br />
Färbung die Knoten des Typs 1 wie angedeutet färbt. Wir setzen dann<br />
x = true ⇐⇒ der x-Knoten des Typs 2 ist weiß.<br />
Wir beweisen, dass φ = true, d.h., dass <strong>in</strong> jeder Klausel α ∨ β ∨ γ von φ e<strong>in</strong>es<br />
der Literale α, β, γ true ist. Da ke<strong>in</strong> Knoten des Typs 2 blau gefärbt werden kann<br />
(wegen der Kante zu B), s<strong>in</strong>d sie schwarz oder weiß. Aufgrund der Eigenschaft (1)<br />
des Hilfsgraphen können nicht α, β, γ gleichzeitig schwarz se<strong>in</strong> – also ist α, β oder<br />
γ true.<br />
Es ist klar, dass für e<strong>in</strong>e Formel φ der Größe<br />
n = Anzahl aller Variablen + Anzahl aller Klauseln<br />
die Konstruktion des Graphen Gφ <strong>in</strong> l<strong>in</strong>earer Zeit O(n) durchführbar ist.<br />
Beispiel 3. k-FÄRBUNG ist NP-vollständig für jedes k ≥ 3. Wir können z.B. 3-<br />
FÄRBUNG auf 4-FÄRBUNG <strong>in</strong> polynomialer Zeit wie folgt reduzieren: e<strong>in</strong> Graph<br />
G ist genau dann 3-färbbar, wenn der folgende Graph<br />
4-färbbar ist.<br />
• Neuer Knoten<br />
• <br />
• <br />
• <br />
• <br />
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<br />
<br />
• • G<br />
Bemerkung 1. E<strong>in</strong> Graph ist planar, falls er so <strong>in</strong> der Ebene gezeichnet werden<br />
kann, dass die Kanten sich nicht überkreuzen. Das k-Färbungsproblem für planare<br />
Graphen ist<br />
1. trivial für k ≥ 4, denn jeder planare Graph ist 4-färbbar, aber trotzdem<br />
2. N P-vollständig für k = 3 (vergl. Bemerkung 4 <strong>in</strong> Abschnitt 6.5).<br />
Wir er<strong>in</strong>nern daran, dass e<strong>in</strong> Hamiltonscher Kreis <strong>in</strong> e<strong>in</strong>em ungerichteten Graphen<br />
e<strong>in</strong> Kreis ist, der jeden Knoten genau e<strong>in</strong>mal besucht. Das Problem HAMILTON-<br />
SCHER KREIS hat als E<strong>in</strong>gabe e<strong>in</strong>en Graphen G und wir sollen entscheiden, ob G<br />
e<strong>in</strong>en Hamiltonschen Kreis hat.