Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
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6.3. BERECHNUNGSPROBLEME UND REDUZIERBARKEIT 145<br />
die Sprache L zu P gehört. Sei M e<strong>in</strong>e Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e mit polynomialer Zeitkomplexität<br />
q(n), die f berechnet. Wir benutzen die folgende 2-Band Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e<br />
˜M:<br />
BAND 1: E<strong>in</strong>gabeband<br />
(Simulation von M)<br />
BAND 2: Simulation von M0<br />
s1 s2 . . . sn<br />
Auf Band 1 wird erst M simuliert, so dass die E<strong>in</strong>gabe x = s1s2 . . . sn, nachdem<br />
M gehalten hat, das Wort f(x) auf Band 1 ergibt. Das Wort wird jetzt auf Band<br />
2 kopiert und M0 wird simuliert. Falls M0 akzeptiert, akzeptiert auch ˜ M, und<br />
umgekehrt.<br />
Die Masch<strong>in</strong>e ˜ M akzeptiert e<strong>in</strong> Wort x ∈ Σ ∗ genau dann, wenn M0 das Wort f(x)<br />
akzeptiert, d.h., genau dann, wenn f(x) ∈ L0 gilt. Das ist äquivalent zu x ∈ L. Es<br />
gilt also L = L( ˜ M). Für E<strong>in</strong>gaben der Länge n hält M nach höchstens q(n) Schritten<br />
und beschriftet höchstens q(n) Felder. In q(n) Schritten kopieren wir das Wort auf<br />
Band 2 und dann hält M0 <strong>in</strong> höchstens p(q(n)) Schritten. Die Zeitkomplexität von<br />
˜M ist also<br />
2q(n) + p(q(n)).<br />
Dieser Ausdruck ist e<strong>in</strong> Polynom, also gilt L( ˜ M) ∈ P.<br />
Beispiel 4. 2-ERFÜLLBARKEIT kann <strong>in</strong> polynomialer Zeit auf STARKE KOM-<br />
PONENTEN (Beispiel 2) reduziert werden; deswegen gehört 2-ERFÜLLBARKEIT<br />
zu P. [Achtung: STARKE KOMPONENTEN ist e<strong>in</strong> Berechnungsproblem; das zugehörige<br />
Entscheidungsproblem, das <strong>in</strong> Wirklichkeit Ziel unserer Reduktion ist,<br />
fragt, ob für e<strong>in</strong>en gerichteten Graphen, dessen Knotenmenge V disjunkte Vere<strong>in</strong>igung<br />
zweier isomorpher Mengen V ′ und V ′′ ist, und für e<strong>in</strong>e Bijektion f : V ′ → V ′′<br />
die Knoten v ′ ∈ V ′ und f(v ′ ) ∈ V ′′ immer <strong>in</strong> verschiedenen starken Komponenten<br />
liegen.] Wir beschreiben die Reduktion.<br />
Für jede Formel φ <strong>in</strong> konjunktiver Normalform mit 2 Literalen je Klausel konstruieren<br />
wir e<strong>in</strong>en gerichteten Graphen Gφ wie folgt:<br />
Knoten: für jede Variable x von φ hat Gφ zwei Knoten, markiert mit x und ¬x.<br />
Kanten: für jede Klausel α ∨ β von φ gibt es zwei Kanten <strong>in</strong> G:<br />
¬α<br />
•<br />
β<br />
• und •<br />
¬β<br />
<br />
<br />
α<br />
•<br />
Beispiel: für die Formel<br />
haben wir den Graphen<br />
φ = (x ∨ y) ∧ (¬x ∨ z) ∧ (¬z ∨ ¬y)<br />
x y <br />
• • •<br />
<br />
<br />
<br />
z<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
¬x<br />
• <br />
• •<br />
¬y ¬z<br />
Diese Konstruktion ist e<strong>in</strong>e Reduktion <strong>in</strong> polynomialer Zeit, denn es gilt