나는 에지와 노드 모두 가중치를 갖는 그래프 G = (V, E)를가집니다. 이 그래프를 분할하여 같은 크기의 파티션을 만들고 싶습니다. 파티션 크기의 정의는 sum (vi) -sum (ej)입니다. 여기서 vi는 파티션 내의 노드이고 ej는 해당 파티션의 두 노드 사이의 가장자리입니다. 내 문제는 그래프가 매우 조밀합니다 (거의 완성되었습니다). 그것에 대
최소 가능한 리프 수를 갖는 스패닝 트리를 계산하는 것이 NP 완료 됨은 잘 알려져있다. 그러나 나는 해밀턴 경로 문제에 대한이 문제의 다항식 시간 단축을 이해할 수 없다. 내 지수 감소 : if(hamiltonian path exists for whole graph)
min leaves = 1;
return;
else
for
나는 내 대학의 기숙사에서 RA로 일하고 매일 밤 두 명의 RA가 전화를 걸어야합니다 (사고 및 응급 상황에 대처할 수 있어야 함). 매월 RA는 일종의 갈등으로 전화 할 수없는 밤을 제출합니다. 남녀 모두 RA가 있습니다. 나는 다음과 같은 요구 사항을 만족하는 특정 달에 통화 밤의 최적의 배열을 찾을 수있는 효과적인 알고리즘을 마련하기 위해 노력하고 있
일반적으로 우리는 NPC 문제가 있다고 가정합니다. 더 많은 제약 조건을 추가하면 (더 어렵게 만듭니다), 문제가 NPH가 될 수 있습니까? 나는 NPC와 NPH의 차이점을 안다. 그러나 기존의 NPC 문제에 새로운 제약 조건을 추가하는 것이 NPH가되거나 여전히 NPC로 남아 있음을 보여주는 방법을 모르겠다.
문제가 NP 하드라는 스케줄링 문제를 보았습니다. 제 질문은 입니다. 1) 문제가 NP 어려운 것은 NP에 없다는 것을 의미합니까? 왜냐하면 NP라면 문제는 NP 완료라고 말하기 때문입니다. a) NP 에있는 경우 NPC에 문제가 있음을 알고 있습니다. b) NP가 어렵습니다.
a bin-packing-type problem에 대한 해결책을 구현하려고 시도했습니다. 대부분 described by Dietrich Epp입니다. 나는 하스켈을하지 않았으므로 C++로 무언가를 썼다. 특정 숫자 (36)보다 낮은 벽 너비의 경우, 내 프로그램과 하스켈 프로그램은 동일한 결과를 제공합니다. 폭이 36 단위이거나 폭이 넓은 벽의 경우 내 결
나는 복잡성과 문제 해결 과정을위한 프로젝트를 가지고 있으며, 나는이 프로젝트를 Sudoku에 기반을두기로 결정했다. 내가 한 연구에서 Sudoku는 프로젝트에 필요한 NP-Complete 문제이며 알고리즘을 작성하는 몇 가지 방법을 찾아 냈습니다. brute force 해결 방법을 수행 할 계획이고 다른 두 가지 방법이 필요합니다. 나는 정확히 같은 문제
문제가 NP 완료된 경우 NP 클래스에 속해야하며 NP 완료 문제로 줄이려면 다항식 시간 알고리즘이 있어야합니다. 이제 지수 감소 알고리즘 만 사용하면 어떻게 될까요? 이 문제는 여전히 NP 완성이라고 할 수 있습니까? 아니면 기존의 문제가 있습니까? 편집 : 또한 이러한 문제가 있는지 여부를 알려주고 어떤 클래스에 속하는지 여부를 알려주십시오.