Uma fórmula 3-CNF que requer largura de resolução

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Recorde-se que a largura de uma resolução refutation de uma fórmula CNF M é o número máximo de literais em qualquer cláusula que ocorre em R . Para cada w , existem fórmulas insatisfatórias F no 3-CNF st. Cada refutação de resolução de F requer largura pelo menos w .RFRwFFW

Preciso de um exemplo concreto de uma fórmula insatisfatória no 3-CNF (tão pequena e simples quanto possível) que não tenha refutação de resolução da largura 4.

Jan Johannsen
fonte
Você precisa exatamente da largura 5 ou pelo menos da largura 5? No último caso, acho que poucas cláusulas aleatórias em um punhado de variáveis ​​serão suficientes. Não é muito agradável e não muito pequeno, no entanto.
MassimoLauria
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acho que a pesquisa empírica / computador relativamente direta descobriria isso ou descartaria isso. Também acho que há uma teoria inexplorada mais geral / interessante à espreita aqui. veja também em provas de resolução, todos os DAGs são possíveis? , procurando reabrir votos se você concorda =) pergunta relacionada: para fórmulas -SAT, que DAGs de resolução de dimensão (s) são possíveis? m×n
vzn
Jan, acho que Jacob deve ser capaz de responder facilmente. A propósito, você gostaria de generalizar um pouco a pergunta e perguntar sobre um método para criar 3-CNFs de determinada largura de resolução?
Kaveh
Massimo, preciso de um exemplo concreto que eu possa escrever e explicar em um quadro negro ou algo assim. Portanto, cláusulas aleatórias não servem.
Jan Johannsen
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Agora estou no fuso horário errado para poder pensar corretamente, mas talvez uma fórmula de Tseitin sobre um gráfico realmente pequeno (onde você pode verificar a expansão manualmente) funcionaria? Mas você realmente precisa de um 3-CNF, não é? Para um 4-CNF, talvez eu brinque com uma grade retangular de dimensões adequadas e veja o que acontece. Apenas alguns pensamentos muito meia-boca ...
Jakob Nordstrom

Respostas:

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O exemplo a seguir vem do artigo que fornece uma caracterização combinatória da largura da resolução por Atserias e Dalmau ( Journal , ECCC , cópia do autor ).

O teorema 2 do artigo afirma que, dada a fórmula CNF , refutações de resolução de largura no máximo k para F são equivalentes a estratégias vencedoras para Spoiler no jogo de pedras existenciais ( k + 1 ) . Recorde-se que o jogo é jogado seixo existencial entre dois jogadores competem, chamados spoiler e duplicador, e as posições de jogo são atribuições parciais de tamanho de domínio no máximo k + 1 a variáveis de F . No jogo de pedras ( k + 1 ) , a partir da atribuição vazia, Spoiler deseja falsificar uma cláusula de FFkF(k+1)k+1F(k+1)Fenquanto se lembra de no máximo valores booleanos por vez, e o Duplicator quer impedir que o Spoiler o faça.k+1

O exemplo é baseado (na negação) no princípio do buraco de pombo.

Eu{1,...,n+1}j{1,...,n}pEu,jEujEu{1,...,n+1}j{0 0,...,n}yEu,j3EPEuEu

EPEu¬yEu,0 0j=1n(yEu,j-1pEu,j¬yEu,j)yEu,n.
3EPHPnn+1EPEuHkEu,j¬pEu,k¬pj,kEu,j{1,...,n+1},Eujk{1,...,n}

nEPHPnn+1EPHPnn+1n-1

O artigo tem outro exemplo no Lema 9, baseado no princípio da ordem linear densa.

Ω(n(k-3)/12)k+1

siuman
fonte
2
EPHP56