WikiDer > Псевдополиномиальное время

В теория сложности вычислений, числовой алгоритм работает в псевдополиномиальное время если это Продолжительность это многочлен в числовое значение входных данных (наибольшее целое число, представленное во входных данных), но не обязательно в длина входных данных (количество битов, необходимых для его представления), что имеет место для полиномиальное время алгоритмы.

В общем, числовое значение ввода экспоненциально зависит от длины ввода, поэтому алгоритм псевдополиномиального времени не обязательно работает за полиномиальное время по отношению к длине ввода.

An НП-полный проблема с известными алгоритмами псевдополиномиального времени называется слабо NP-полный.An НП-полный проблема называется сильно NP-полный если доказано, что это не может быть решено с помощью алгоритма псевдополиномиального времени, если P = NP. Сильные / слабые виды NP-твердость определяются аналогично.

Примеры

Проверка на первичность

Рассмотрим проблему проверка того, является ли число п премьер, наивно проверив, нет ли числа в ${ Displaystyle {2,3, точки, { sqrt {n}} }}$ разделяет ${ displaystyle n}$ равномерно. Этот подход может занять до ${ displaystyle { sqrt {n}} - 1}$ подразделений, которая является сублинейной в значение n но экспоненциально в длина n (который о ${ Displaystyle журнал (п)}$). Например, число п немного меньше чем 10,000,000,000 потребуется примерно до 100 000 дивизий, даже если длина п всего 11 цифр. Более того, можно легко записать ввод (скажем, 300-значное число), для которого этот алгоритм нецелесообразен. Поскольку вычислительная сложность измеряет сложность по отношению к длина для (закодированного) входа этот наивный алгоритм на самом деле экспоненциальный. Это являетсяправда, время псевдополиномиальное.

Сравните этот алгоритм с настоящим полиномиальным числовым алгоритмом - скажем, простым алгоритмом сложения: добавление двух 9-значных чисел занимает около 9 простых шагов, и в целом алгоритм действительно линейен по длине входных данных. По сравнению с фактическими добавляемыми числами (в миллиардах) алгоритм можно было бы назвать «псевдологарифмическим временем», хотя такой термин не является стандартным. Таким образом, сложение 300-значных чисел не является непрактичным. Аналогично, деление в столбик квадратично: м-цифровое число можно разделить на п-цифровой номер в ${ Displaystyle О (мин)}$ шаги (см. Обозначение Big O.)

В случае простоты оказывается, что существует другой алгоритм для проверка того, есть ли п премьер (обнаружен в 2002 году), который работает во времени ${ Displaystyle О (( журнал {п}) ^ {6})}$.

Задача о рюкзаке

в проблема с рюкзаком, нам дано ${ displaystyle n}$ предметы с весом ${ displaystyle w_ {i}}$ и ценность ${ displaystyle v_ {i}}$вместе с максимальной грузоподъемностью рюкзака ${ displaystyle W}$.Цель - решить следующую задачу оптимизации; неформально, как лучше всего поместить предметы в рюкзак, чтобы получить максимальную выгоду?

максимизировать ${ Displaystyle сумма _ {я = 1} ^ {п} v_ {я} x_ {я}}$

при условии ${ displaystyle sum _ {я = 1} ^ {n} w_ {i} x_ {i} leq W}$ и ${ Displaystyle х_ {я} в {0,1 }}$.

Решение этой проблемы NP-жесткий, поэтому алгоритм с полиномиальным временем невозможен, если P = NP. Однако ${ displaystyle O (nW)}$ временной алгоритм возможен с использованием динамическое программирование; поскольку число ${ displaystyle W}$ только нужно ${ displaystyle log W}$ бит для описания, этот алгоритм выполняется за псевдополиномиальное время.

Обобщение на нечисловые проблемы

Хотя понятие псевдополиномиального времени используется почти исключительно для числовых задач, эту концепцию можно обобщить: функция м является псевдополиномиальным, еслим(п) не больше, чем полиномиальная функция из размер проблемы п и дополнительное свойство входа, k(п). (Предположительно, k выбирается как нечто относящееся к проблеме.) Это делает числовые полиномиальные задачи особым случаем, принимая k быть числовым значением ввода.

Различие между значением числа и его длиной заключается в кодировании: если числовые входные данные всегда кодируются в унарный, тогда псевдополином совпадет с многочлен.

Смотрите также

• Сильно NP-полный
• Квазиполиномиальное время

Рекомендации

• Майкл Р. Гарей и Дэвид С. Джонсон. Компьютеры и непреодолимость: руководство по теории NP-полноты. W.H. Фримен и компания, 1979.