Ĉu P kaj NP efektive estas la sama komplekseca klaso?

/ / eldonita en cybersecurity, EITC/IS/CCTF Computational Complexity Theory Fundamentals, komplekseco, NP-kompleteco

La demando ĉu P egalas NP estas unu el la plej profundaj kaj nesolvitaj problemoj en komputiko kaj matematiko. Ĉi tiu problemo situas en la koro de komputa komplekseca teorio, kampo kiu studas la enecan malfacilecon de komputilaj problemoj kaj klasifikas ilin laŭ la rimedoj necesaj por solvi ilin.

Por kompreni la demandon, estas esence ekkompreni la difinojn de la klasoj P kaj NP. La klaso P konsistas el decidproblemoj (problemoj kun jes/ne respondo) kiuj povas esti solvitaj per determinisma maŝino de Turing en polinoma tempo. Polinoma tempo implicas ke la tempo bezonata por solvi la problemon povas esti esprimita kiel polinoma funkcio de la grandeco de la enigaĵo. Ekzemploj de problemoj en P inkludas ordigi liston de nombroj (kiu povas esti farita en O (n log n) tempo uzante efikajn algoritmojn kiel mergesort) kaj trovi la plej grandan komunan dividanton de du entjeroj uzante la eŭklidan algoritmon (kiu funkcias en O (log). (min(a, b))) tempo).

La klaso NP, aliflanke, konsistas el decidproblemoj por kiuj antaŭfiksita solvo povas esti kontrolita en polinoma tempo per determinisma maŝino de Turing. Tio signifas, ke se iu provizas kandidatan solvon al la problemo, oni povas kontroli ĝian ĝustecon efike. Grave, NP ne nepre implicas ke la problemo mem povas esti solvita en polinoma tempo, nur ke proponita solvo povas esti kontrolita rapide. Ekzemploj de problemoj en NP inkludas la Bulea kontentigproblemo (SAT), kie oni serĉas determini ĉu ekzistas asigno de vervaloroj al variabloj kiuj faras antaŭfiksitan Bulea formulon vera, kaj la Hamiltoniana cikloproblemo, kiu demandas ĉu ekzistas ciklo. kiu vizitas ĉiun verticon de grafeo ekzakte unufoje.

La demando P vs NP demandas ĉu ĉiu problemo kies solvo povas esti kontrolita en polinoma tempo (te, ĉiu problemo en NP) ankaŭ povas esti solvita en polinoma tempo (te, estas en P). Formale, la demando estas ĉu P = NP. Se P estus egala al NP, ĝi implicus ke ĉiu problemo por kiu solvo povas esti rapide kontrolita povus ankaŭ esti rapide solvita. Ĉi tio havus profundajn implicojn por kampoj kiel ekzemple kriptografio, optimumigo kaj artefarita inteligenteco, ĉar multaj nuntempe nesolveblaj problemoj eble povus iĝi efike solveblaj.

Malgraŭ jardekoj da esplorado, la demando P vs NP restas malfermita. Neniu ankoraŭ povis pruvi aŭ P = NP aŭ P ≠ NP. La malfacileco de tiu problemo estas substrekita per ĝia inkludo kiel unu el la sep "Millennium Prize Problems" de la Clay Mathematics Institute, kun 1 miliono USD da premio por ĝusta solvo. La manko de rezolucio kaŭzis signifajn evoluojn en kaj teoria kaj aplikata komputiko.

Unu el la ŝlosilaj konceptoj rilataj al la demando P vs NP estas NP-pleneco. Problemo estas NP-kompleta se ĝi estas en NP kaj same malfacila kiel ajna problemo en NP, en la senco ke ĉiu NP-problemo povas esti reduktita al ĝi uzante polinomtempan redukton. La koncepto de NP-kompleteco estis lanĉita fare de Stephen Cook en sia pionira 1971 artikolo, kie li pruvis ke la SAT-problemo estas NP-kompleta. Tiu rezulto, konata kiel la teoremo de Cook, estis pionira ĉar ĝi disponigis konkretan ekzemplon de NP-kompleta problemo kaj establis kadron por identigi aliajn NP-kompletajn problemojn.

Ekde tiam, multaj aliaj problemoj pruviĝis esti NP-kompletaj, kiel ekzemple la vojaĝadvendistoproblemo, la klikproblemo, kaj la tornistproblemo. La signifo de NP-kompleteco estas ke se iu NP-kompleta problemo povas esti solvita en polinoma tempo, tiam ĉiu problemo en NP povas esti solvita en polinoma tempo, implicante P = NP. Male, se iu NP-kompleta problemo ne povas esti solvita en polinoma tempo, tiam P ≠ NP.

Por ilustri la koncepton de NP-kompleteco, konsideru la vojaĝadvendproblemon (TSP). En ĉi tiu problemo, vendisto devas viziti aron da urboj, ĉiu ekzakte unufoje, kaj reveni al la komenca urbo, kun la celo minimumigi la totalan vojaĝdistancon. La decida versio de TSP demandas ĉu ekzistas turneo de la urboj kun totala distanco malpli ol aŭ egala al antaŭfiksita valoro. Ĉi tiu problemo estas en NP ĉar, surbaze de proponita turneo, oni povas facile kontroli en polinoma tempo ĉu la turneo renkontas la distancolimon. Plie, TSP estas NP-kompleta ĉar ĉiu problemo en NP povas esti transformita en kazon de TSP en polinoma tempo.

Alia ekzemplo estas la klikproblemo, kiu demandas ĉu antaŭfiksita grafeo enhavas kompletan subgrafeon (kliko) de specifa grandeco. Ĉi tiu problemo estas en NP ĉar, donita kandidato kliko, oni povas kontroli en polinoma tempo ĉu ĝi estas ja kliko de la bezonata grandeco. La klikproblemo ankaŭ estas NP-kompleta, signifante ke solvi ĝin efike implicus ke ĉiuj NP-problemoj povas esti solvitaj efike.

La studo de P vs NP kaj NP-kompleteco kaŭzis la evoluon de diversaj teknikoj kaj iloj en teoria komputiko. Unu tia tekniko estas la koncepto de polinomtempaj reduktoj, kiuj estas uzataj por montri ke unu problemo estas almenaŭ same malfacila kiel alia. Polinomtempa redukto de problemo A al problemo B estas transformo kiu konvertas okazojn de A en okazojn de B en polinomtempo, tia ke solvo al la transformita okazo de B povas esti uzata por solvi la originan okazon de A. Se problemo A povas esti reduktita al problemo B en polinoma tempo, kaj B povas esti solvita en polinoma tempo, tiam A ankaŭ povas esti solvita en polinoma tempo.

Alia grava koncepto estas la nocio de proksimuma algoritmoj, kiuj disponigas preskaŭ-optimumajn solvojn al NP-malmolaj problemoj (problemoj kiuj estas almenaŭ same malfacilaj kiel NP-kompletaj problemoj) en polinoma tempo. Dum ĉi tiuj algoritmoj ne nepre trovas la precizan optimuman solvon, ili ofertas praktikan aliron por trakti nesolveblajn problemojn disponigante solvojn kiuj estas proksimaj al la plej bona ebla. Ekzemple, la vojaĝanta vendistoproblemo havas konatan aproksimadalgoritmon kiu garantias turneon ene de faktoro de 1.5 de la optimuma turneo por la metrika TSP (kie la distancoj kontentigas la triangulan malegalecon).

La implicoj de solvado de la demando P vs NP etendiĝas preter teoria komputiko. En kriptografio, multaj ĉifradkabaloj dependas de la malmoleco de certaj problemoj, kiel ekzemple entjerfaktorigo kaj diskretaj logaritmoj, kiuj verŝajne estas en NP sed ne en P. Se P estus egala al NP, tiuj problemoj povus eble esti solvitaj efike, endanĝerigante. la sekureco de ĉifrikaj sistemoj. Inverse, pruvi P ≠ NP disponigus pli fortan fundamenton por la sekureco de tiaj sistemoj.

En optimumigo, multaj real-mondaj problemoj, kiel ekzemple planado, vojigo, kaj resursasignado, estas modeligitaj kiel NP-malmolaj problemoj. Se P estus egala al NP, ĝi signifus ke efikaj algoritmoj povus esti evoluigitaj por solvi tiujn problemojn optimume, kondukante al signifaj akceloj en diversaj industrioj. Tamen, la nuna supozo ke P ≠ NP kaŭzis la evoluon de heŭristiko kaj proksimuma algoritmoj kiuj disponigas praktikajn solvojn al tiuj problemoj.

La demando P vs NP ankaŭ havas filozofiajn implicojn, ĉar ĝi tuŝas la naturon de matematika vero kaj la limojn de homa scio. Se P estus egala al NP, ĝi implicus ke ĉiu matematika deklaro kun mallonga pruvo povus esti malkovrita efike, eble revoluciigante la procezon de matematika eltrovaĵo. Aliflanke, se P ≠ NP, ĝi sugestus ke ekzistas enecaj limoj al kio povas esti efike komputita kaj kontrolita, elstarigante la kompleksecon kaj riĉecon de matematikaj strukturoj.

Malgraŭ la manko de definitiva respondo al la demando P vs NP, la esplorado ĉirkaŭ ĝi kondukis al pli profunda kompreno de komputila komplekseco kaj la evoluo de multaj teknikoj kaj iloj kiuj havis profundan efikon al komputiko. La serĉo por solvi ĉi tiun demandon daŭre inspiras kaj defias esploristojn, kondukante progreson en la kampo kaj vastigante nian komprenon pri la fundamentaj limoj de komputado.

Aliaj lastatempaj demandoj kaj respondoj pri komplekseco:

Rigardu pliajn demandojn kaj respondojn en Komplekseco

Pliaj demandoj kaj respondoj:

Etikedita sub: , , , , ,