Isso me confunde.
Um caso fácil de contagem é quando o problema de decisão está em e não há soluções.
Uma palestra mostra que o problema de contar o número de combinações perfeitas em um gráfico bipartido (equivalente a contar o número de capas de ciclo em um gráfico direcionado) é completo.
Eles reduzem a contagem de capas de vértices do tamanho para capas de ciclos de contagem em um dígrafo usando gadgets.
Teorema 27.1 O número de coberturas boas de ciclo em é ( k ! ) 2 vezes o número de coberturas de vértices de G do tamanho k .
Usando o gadget, eles deixam apenas os ciclos "bons".
Meu entendimento da palestra é que não tem cobertura de vértice de tamanho k se o dígrafo transformado G ' não tiver cobertura de ciclo. Verificar se G ' tem cobertura de ciclo pode ser feito em tempo polinomial, implicando P = N P, pois podemos transformar o problema de decisão em encontrar solução.
O que estou entendendo mal?
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Markus Bläser
assinala que o ciclo ruim ainda está "lá", mas a soma de seus pesos desaparece.
Parece-me que o peso do ciclo ruim em um widget é zero.
Na página 148 (11 do pdf):
A matriz de adjacência completa B com submatrizes A correspondentes a esses widgets de quatro nós conta 1 para cada cobertura de ciclo bom em H e 0 para cada cobertura de ciclo ruim
Outra pergunta:
No CC, todo vértice deve estar em exatamente um ciclo.
Respostas:
Parece que o mal-entendido é este:
Na redução final para (0,1) -permanente, eles estão usando aritmética modular, o que quebra meu argumento.
Não encontramos a falha na pergunta sobre a cobertura máxima do ciclo ponderado, que não parece ser afetada pelo que foi dito acima.
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