Representação canônica da árvore de decisão binária no Ptime?


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Gostaria de saber se pode existir uma maneira de fornecer uma espécie de "forma normal" para árvores de decisão binária (BDT) de maneira tratável.

Mais precisamente: um BDT é uma árvore com nós internos rotulados por variáveis ​​booleanas e folhas rotuladas por 0 0 ou 1 1 . Um BDT representa uma função booleana da maneira óbvia. Dois BDT UMA,B são equivalentes ( UMAB ) quando representam a mesma função.

Existe uma função f que insere um BDT e o transforma em alguma outra estrutura de dados, como:

  1. está em Ptimef
  2. se e somente se A Bf(UMA)=f(B)UMAB
  3. tem um pseudo-inverso g , que é g ( f ( A ) ) A , também em Ptimefgg(f(UMA))UMA

Por exemplo, diagramas de decisões binárias ordenadas reduzidas, o OBDD valida 2 e 3, mas não 1, porque com a ordem incorreta da variável, a saída pode ter tamanho exponencial.

Sinto que isso pode não ser possível, mas não encontrei nenhuma evidência disso em nenhum lugar.


Para comentar ainda mais a sugestão de Ricky Demer:

Este documento define o (classes de equivalência em óptimos) e K e r as classes (invariante completa em óptimos) e CF (forma canónica em óptimos). Eles estudam várias implicações (improváveis) de P E Q = K e R e K e r = C F , mas não fornecem uma resposta definitiva a estas perguntas.PEqKerPEq=KerKer=CF

Vários respostas negativas (impossibilidade de 1 & 2, 1 & 2 & 3) para esta questão iria proporcionar resultados de separação como ou K e r C F ... que parece ser um problema até agora aberto.PEqKerKerCF


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É mesmo conhecido por ser em óptimo?

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Independentemente disso, sua pergunta é equivalente a "Does tem uma forma canônica FP ?".


Obrigado Ricky Demer, eu não sabia que existia uma abordagem sistemática para essa pergunta.
Marc

Por que uma "resposta negativa a esta pergunta" "forneceria um resultado de separação "?PEqKer

Respostas:


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Penso que, assumindo que , essa representação canônica não existe. Prova: suponha que essa representação canônica exista. Então a função A g ( f ( A ) ) = g ( f ( B ) ) , então | gNPSUBEXP pode ser calculada em tempo polinomial, portanto, em particular | g ( f ( A ) ) | é poli ( | A | ) . Mas se considerarmos B como um BDT mínimo equivalente a A , entãoAg(f(A))|g(f(A))|poly(|A|)BAg(f(A))=g(f(B))é poli ( | B | ) . Tal algoritmo de aproximação implica que N PS U B E X P , de acordo comuma resposta em outro post, se bem entendi.|g(f(A))|poly(|B|)NPSvocêBEXP


Eu só sabia da "resposta 2" desse post. Por isso, comecei o mesmo raciocínio, mas fiquei preso ao longo do caminho.
Marc

Seria bom encerrá-lo de forma autônoma. Vou tentar ler o artigo subjacente à reivindicação da postagem: researcher.watson.ibm.com/researcher/files/us-vitaly/… e fazê-lo.
Marc

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Receio que exista um problema com a "resposta 3" desta resposta. Perguntei ao autor sobre o assunto, mas não obtive retorno.
Marc
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