คำถามติดแท็ก set-cover

ฉันสนใจในความซับซ้อนแบบแปรผันของสิ่งที่ฉันจะเรียกว่าปัญหาชุดมิติกระทบมิติ: กำหนดพื้นที่พิสัย (เช่นชุดระบบ / ไฮเปอร์กราฟกราฟ) S = (X, R) มีมิติ VC มากที่สุดและ จำนวนเต็มบวก k, X มีชุดย่อยของขนาด k ที่กระทบทุกช่วงใน R หรือไม่? เวอร์ชันของพารามิเตอร์ของปัญหาถูกทำให้เป็นพารามิเตอร์โดย k ค่าของ d คืออะไรปัญหา d-Dimitting Hitting Set ใน FPT ใน W [1]? W [1] -hard? W [2] -hard? สิ่งที่ฉันรู้สามารถสรุปได้ดังนี้: ชุดการกดปุ่ม 1 มิติอยู่ใน P และอยู่ใน FPT ถ้า S มีมิติที่ 1 …

37 cc.complexity-theory  cg.comp-geom  set-cover  parameterized-complexity  vc-dimension 

พิจารณาปัญหาการตั้งค่าขั้นต่ำโดยมีข้อ จำกัด ดังต่อไปนี้: แต่ละชุดมีองค์ประกอบมากที่สุดและองค์ประกอบของจักรวาลแต่ละชุดเกิดขึ้นในชุดมากที่สุดkkkfff ตัวอย่าง: กรณีและเทียบเท่ากับปัญหาการครอบคลุมจุดสุดยอดขั้นต่ำในกราฟที่มีองศาสูงสุด 4k=4k=4k = 4f=2f=2f = 2 ให้เป็นค่าที่ใหญ่ที่สุดเช่นการหา - การประมาณค่าของปัญหา cover set ขั้นต่ำที่มีพารามิเตอร์และคือ NP-harda(k,f)>1a(k,f)>1a(k,f) > 1a(k,f)a(k,f)a(k,f)kkkfff ตัวอย่าง: ( Berman & Karpinski 1999 )a(4,2)≥1.0128a(4,2)≥1.0128a(4,2) \ge 1.0128 คำถาม:เรามีข้อมูลอ้างอิงที่สรุปขอบเขตล่างที่รู้จักมากที่สุดในหรือไม่? โดยเฉพาะอย่างยิ่งที่ฉันสนใจค่าคอนกรีตในกรณีที่ว่าทั้งสองและเป็นเล็ก ๆ แต่2a(k,f)a(k,f)a(k,f)kkkffff>2f>2f > 2 รุ่นที่ จำกัด ของปัญหาฝาครอบชุดมักจะสะดวกในการลด โดยทั่วไปจะมีอิสระในการเลือกค่าของและและข้อมูลเพิ่มเติมเกี่ยวกับจะช่วยในการเลือกค่าที่เหมาะสมที่ให้ผลลัพธ์ความแข็งที่แข็งแกร่งที่สุด อ้างอิงที่นี่ , ที่นี่และที่นี่ให้เป็นจุดเริ่มต้น แต่ข้อมูลที่ล้าสมัยและไม่เป็นชิ้นเป็นอันบ้าง ฉันสงสัยว่ามีแหล่งข้อมูลที่สมบูรณ์และทันสมัยกว่านี้หรือไม่?kkkfffa(k,f)a(k,f)a(k,f)

26 cc.complexity-theory  reference-request  approximation-algorithms  set-cover  np-hardness 

เป็นไปได้ไหมที่จะทดสอบอัลกอริธึมว่าจำนวนที่คำนวณได้เป็นจำนวนตรรกยะหรือจำนวนเต็ม? ในคำอื่น ๆ ก็จะมีความเป็นไปได้สำหรับห้องสมุดที่ใช้คำนวณตัวเลขเพื่อให้ฟังก์ชั่นisIntegerหรือisRational? ฉันเดาว่ามันเป็นไปไม่ได้และนี่ก็เกี่ยวข้องกับความจริงที่ว่ามันเป็นไปไม่ได้ที่จะทดสอบว่าตัวเลขสองตัวนั้นเท่ากัน แต่ฉันไม่เห็นวิธีที่จะพิสูจน์มัน แก้ไข: จำนวนที่คำนวณได้ถูกกำหนดโดยฟังก์ชันที่สามารถส่งกลับค่าประมาณด้วยเหตุผลด้วยความแม่นยำ :สำหรับใด ๆ0 รับฟังก์ชั่นดังกล่าวเป็นไปได้หรือไม่ที่จะทดสอบว่าหรือ ?xxxfx(ϵ)fx(ϵ)f_x(\epsilon)xxxϵϵ\epsilon|x−fx(ϵ)|≤ϵ|x−fx(ϵ)|≤ϵ|x - f_x(\epsilon)| \leq \epsilonϵ>0ϵ>0\epsilon > 0x∈Qx∈Qx \in \mathrm{Q}x∈Zx∈Zx \in \mathrm{Z}

18 computability  computing-over-reals  lambda-calculus  graph-theory  co.combinatorics  cc.complexity-theory  reference-request  graph-theory  proofs  np-complete  cc.complexity-theory  machine-learning  boolean-functions  combinatory-logic  boolean-formulas  reference-request  approximation-algorithms  optimization  cc.complexity-theory  co.combinatorics  permutations  cc.complexity-theory  cc.complexity-theory  ai.artificial-intel  p-vs-np  relativization  co.combinatorics  permutations  ds.algorithms  algebra  automata-theory  dfa  lo.logic  temporal-logic  linear-temporal-logic  circuit-complexity  lower-bounds  permanent  arithmetic-circuits  determinant  dc.parallel-comp  asymptotics  ds.algorithms  graph-theory  planar-graphs  physics  max-flow  max-flow-min-cut  fl.formal-languages  automata-theory  finite-model-theory  dfa  language-design  soft-question  machine-learning  linear-algebra  db.databases  arithmetic-circuits  ds.algorithms  machine-learning  ds.data-structures  tree  soft-question  security  project-topic  approximation-algorithms  linear-programming  primal-dual  reference-request  graph-theory  graph-algorithms  cr.crypto-security  quantum-computing  gr.group-theory  graph-theory  time-complexity  lower-bounds  matrices  sorting  asymptotics  approximation-algorithms  linear-algebra  matrices  max-cut  graph-theory  graph-algorithms  time-complexity  circuit-complexity  regular-language  graph-algorithms  approximation-algorithms  set-cover  clique  graph-theory  graph-algorithms  approximation-algorithms  clustering  partition-problem  time-complexity  turing-machines  term-rewriting-systems  cc.complexity-theory  time-complexity  nondeterminism 

เมื่อได้เซต S ของเมทริกซ์การเปลี่ยนรูปแบบ nxn (ซึ่งเป็นเพียงส่วนน้อยของเมทริกซ์การเปลี่ยนรูปแบบ n! เป็นไปได้) เราจะหาเซตย่อยขนาดเล็กที่สุดของ T เช่น S ได้อย่างไรซึ่งการเพิ่มเมทริกซ์ของ T ฉันสนใจในปัญหานี้ที่ S เป็นกลุ่มย่อยขนาดเล็กของ S_n ฉันสงสัยว่ามันเป็นไปได้ที่จะหา (และใช้!) อัลกอริทึมการประมาณที่เร็วกว่าอัลกอริทึมโลภมาก (รันหลาย ๆ ครั้งจนกว่ามันจะได้ 'โชคดี' ซึ่งเป็นขั้นตอนที่ช้ามาก แต่ถึงอย่างไรก็ตาม ในกรณีเล็ก ๆ ) หรือไม่รับประกันว่าฉันจะไม่สามารถทำได้ ข้อเท็จจริงง่ายๆสองสามข้อเกี่ยวกับปัญหานี้: เมทริกซ์การเปลี่ยนรูปแบบความยาวและวงกลมจะช่วยแก้ปัญหานี้ได้อย่างแน่นอน (อย่างน้อยต้องมีเมทริกซ์เนื่องจากเมทริกซ์การเปลี่ยนรูปแต่ละอันมี n อันและมี n ^ 2 อันที่จำเป็น) เซต S ที่ฉันสนใจไม่มีกลุ่ม n-cyclic อยู่ในนั้น ปัญหานี้เป็นกรณีพิเศษของชุดฝาครอบ ที่จริงถ้าเราปล่อยให้ X เป็นเซต (1,2, ... …

17 ds.algorithms  approximation-algorithms  set-cover  permutations 

พิจารณาชุดของชุดเหนือชุดฐานโดยที่และและปล่อยให้เป็นจำนวนเต็มบวกF = { F 1 , F 2 , … , F n } F={F1,F2,…,Fn}F=\{F_1,F_2,\dotsc,F_n\}U = { e 1 , e 2 , … , e n } U={e1,e2,…,en}U=\{e_1,e_2,\dotsc,e_n\}| F i | |Fi||F_i| ≪ ≪\ll n nne i ∈ F ฉันei∈Fie_i \in F_i kkk มีเป้าหมายที่จะพบคอลเลกชันของชุดอื่นมากกว่าเช่นกันว่าสามารถเขียนเป็นสหภาพของที่มากที่สุดเคล็ดร่วมกันชุด ในและเราต้องการเป็นขั้นต่ำ (เช่นจำนวนรวมขององค์ประกอบในชุดควรมีขนาดเล็กที่สุดเท่าที่จะทำได้)C = { C …

15 cc.complexity-theory  np-hardness  set-cover  packing 

รูปแบบต่อไปนี้ของปกหนังสือชุดคืออะไร? เมื่อได้รับชุด S คอลเลกชัน C ของชุดย่อยของ S และเลขจำนวนเต็มบวก K จะมีชุด K ใน C เพื่อให้องค์ประกอบของ S ทุกคู่อยู่ในชุดย่อยที่เลือก หมายเหตุ: ไม่ยากที่จะเห็นว่าปัญหานี้เกิดจากปัญหา NP-Complete: เนื่องจากปัญหาปกชุดปกติ (S, C, K), ให้ทำสำเนา S สามชุด, พูด S ', S' ', และ S' '', จากนั้นสร้างชุดย่อยของคุณเป็น S '' ', | S | ส่วนย่อยของรูปแบบ {a '} U {x ใน S' '| x! …

15 np-hardness  set-cover  cc.complexity-theory 

การป้อนข้อมูลเป็นจักรวาลUUUและครอบครัวของส่วนย่อยของUUU , พูดF⊆2UF⊆2U{\cal F} \subseteq 2^U U เราคิดว่าส่วนย่อยในFF{\cal F}สามารถครอบคลุมUUUคือ⋃E∈FE=U⋃E∈FE=U\bigcup_{E\in {\cal F}}E=U U ลำดับครอบคลุมเพิ่มขึ้นเป็นลำดับของส่วนย่อยในFF{\cal F}พูด= { E 1 , E 2 , ... , E | A | }ที่น่าพอใจA={E1,E2,…,E|A|}A={E1,E2,…,E|A|}{\cal A}=\{E_1,E_2,\ldots,E_{|{\cal A}|}\} 1) ∀E∈A,E∈F∀E∈A,E∈F\forall E\in {\cal A}, E\in {\cal F} , ∀i>1∀i>1\forall i>1⋃i−1j=1Ei⊊⋃ij=1Ei⋃j=1i−1Ei⊊⋃j=1iEi\bigcup_{j=1}^{i-1}E_i \subsetneq \bigcup_{j=1}^{i}E_i ปัญหาคือการหาลำดับการครอบคลุมที่เพิ่มขึ้นของความยาวสูงสุด (นั่นคือสูงสุด ) โปรดทราบว่าลำดับความยาวสูงสุดในที่สุดก็จะต้องครอบคลุมคือ Uคุณ⋃ E ∈ …

12 cc.complexity-theory  ds.algorithms  approximation-algorithms  optimization  set-cover 

ดังนั้นปัญหาการตั้งค่าเป็นเรื่องเล็กน้อยหากไม่มีผู้สมัครชุดใดตัดกันกัน อย่างไรก็ตามจะเกิดอะไรขึ้นถ้าขนาดของทางแยกสำหรับคู่ของชุดตัวเลือกใด ๆ มีขนาดไม่เกิน 1 ปัญหานี้เกิดจากปัญหา NP-hard หรือไม่ ฉันขอขอบคุณข้อมูลเชิงลึกใด ๆ ขอบคุณ Garrett

11 set-cover 

ปัญหา Set Cover ยากเพียงใดหากจำนวนองค์ประกอบถูกล้อมรอบด้วยฟังก์ชันบางอย่าง (เช่นlognlog⁡n\log n ) ที่ใดnnnคือขนาดของอินสแตนซ์ปัญหา อย่างเป็นทางการ Let และF = { S 1 , ⋯ , S n } ที่S ฉัน ⊆ UและM = O ( log n ) ยากแค่ไหนที่จะตัดสินใจเลือกปัญหาต่อไปนี้U={e1,⋯,em}U={e1,⋯,em}\mathcal{U}=\{e_1, \cdots, e_m\}F={S1,⋯,Sn}F={S1,⋯,Sn}\mathcal{F} = \{S_1, \cdots, S_n\}Si⊆USi⊆US_i \subseteq \mathcal{U}m=O(logn)m=O(log⁡n)m = O(\log n) SET-COVER'={<U,F,k>: there exists at most k subsets …

10 np-hardness  set-cover  exp-time-algorithms 

สมมติว่าผมมีความเรียบง่ายของรูปหลายเหลี่ยมและจำนวนเต็มk อะไรบางอย่างที่มีอยู่วิธีการหารัศมีที่เล็กที่สุดrเช่นที่ฉันสามารถครอบคลุมSกับkวงกลมรัศมีR ? แล้วถ้าrได้รับการแก้ไขแล้วและฉันต้องการลดk ?SSSkkkRRrSSSkkkRRrRRrkkk

10 cg.comp-geom  planar-graphs  set-cover 

มากมายที่นี่อาจทราบ Alon ล่าสุดของซูเปอร์เชิงเส้นขอบเขตที่ต่ำกว่าสำหรับ -nets ในการตั้งค่าเรขาคณิตธรรมชาติ[PDF] ฉันต้องการทราบว่าหากมีสิ่งใดขอบเขตที่ต่ำกว่านี้แสดงถึงความสามารถในการประมาณค่าของปัญหาชุดฝาครอบ / การกดปุ่มที่เกี่ยวข้อง ϵϵ\epsilon หากต้องการเจาะจงมากขึ้นเล็กน้อยให้พิจารณาตระกูลของช่องว่างช่วงเช่นตระกูล: XRX }{ (X, R ){(X,R)\big\{(X,\mathcal{R}) :เป็นชุดจุดภาพถ่ายแบบ จำกัด ,มีจุดตัดของมีเส้นXXXRR\mathcal{R}XXX}}\big\} ถ้าสำหรับบางฟังก์ชั่นที่เป็นแบบเชิงเส้นหรือแบบเชิงเส้นสุดยอดตระกูลจะมีช่วงของช่องว่างที่ไม่ยอมรับ -nets ขนาดสิ่งใดหากสิ่งนี้แสดงถึงการกดปุ่มน้อยที่สุด ตั้งปัญหาถูก จำกัด ไว้ที่ตระกูลของช่วงพื้นที่หรือไม่ϵ f ( 1 / ϵ )fffϵϵ\epsilonf(1/ϵ)f(1/ϵ)f(1/\epsilon)

10 cg.comp-geom  set-cover  hypergraphs  approximation-hardness  epsilon-nets 

ฉันพยายามที่จะแสดงให้เห็นว่าปัญหาบางอย่างไม่สามารถทำได้โดยการลดลงจากชุดฝาครอบ การลดลงของฉันจะแปลงอินสแตนซ์ด้วยชุดขนาดพื้นnnn และ mม.m กำหนดเป็นตัวอย่างของปัญหาของฉันที่พารามิเตอร์บางอย่าง rRr มีขนาด O(n+m)O(n+ม.)O(n+m). จากนั้นฉันสามารถแสดงให้เห็นว่าอินสแตนซ์ของชุดฝาครอบที่ขนาดของฝาครอบสอดคล้องกับตัวอย่างของปัญหาที่ขนาดของโซลูชันที่เหมาะสมที่สุดคือ2s2s2s(หรืออะไรทำนองนี้) และในทางกลับกัน ฉันต้องการเรียกใช้ Raz-Safra เพื่อสรุปว่าปัญหาของฉันไม่สามารถทำได้ถึงปัจจัยclogrคเข้าสู่ระบบ⁡Rc \log{r}สำหรับบางค่าคงที่ ccc. สิ่งนี้จะใช้ได้ดีถ้าฉันสามารถสันนิษฐานได้mmm ถูก จำกัด โดยพหุนามคงที่ของ nnn. ไม่มีใครรู้ว่ามันเป็นโคเชอร์ที่จะคิดเรื่องนี้? นี่เป็นเรื่องจริงสำหรับครอบครัวของอินสแตนซ์ที่ใช้ในการพิสูจน์ความแข็งแบบมาตรฐานของ NP สำหรับฝาครอบชุด แต่ฉันไม่แน่ใจว่านี่จะเป็นกรณีของการลด PCP ที่ใช้โดย Raz และ Safra หรือไม่

9 cc.complexity-theory  approximation-hardness  set-cover