Ich interessiere mich für die parametrisierte Komplexität des sogenannten d-dimensionalen Schlagsets-Problems: bei gegebenem Bereichsraum (dh einem festgelegten System / Hypergraph) S = (X, R) mit einer VC-Dimension von höchstens d und a positive ganze Zahl k, enthält X eine Teilmenge der Größe k, die jeden Bereich in R trifft? Die parametrisierte Version des Problems wird mit k parametrisiert.
Für welche Werte von d ist das Problem der d-dimensionalen Schlagmenge
- in FPT?
- in W [1]?
- W [1] -hard?
- W [2] -hard?
Was ich weiß, kann wie folgt zusammengefasst werden:
Das eindimensionale Schlagset ist in P und daher in FPT. Wenn S die Dimension 1 hat, ist es nicht schwierig zu zeigen, dass entweder eine Treffermenge der Größe 2 vorliegt oder die Inzidenzmatrix von S vollständig ausgeglichen ist. In beiden Fällen können wir eine minimale Treffermenge in Polynomzeit finden.
Das 4-dimensionale Schlagset ist W [1] -hart. Dom, Fellows und Rosamond [PDF] bewiesen W [1] -Härte für das Problem, achsparallele Rechtecke in R ^ 2 mit achsparallelen Linien zu stechen. Dies kann als Schlaggarnitur in einem Bereichsraum der VC-Dimension 4 formuliert werden.
Wenn d nicht eingeschränkt ist, haben wir das Standard-Schlagsatzproblem, das W [2] -vollständig und NP-vollständig ist.
Langerman und Morin [citeseer link] geben FPT-Algorithmen für Set Cover in eingeschränkter Dimension an, obwohl ihr Modell der begrenzten Dimensionalität nicht mit dem Modell identisch ist, das durch die begrenzte VC-Dimension definiert ist. In ihrem Modell scheint beispielsweise das Problem des Treffens von Halbräumen mit Punkten nicht enthalten zu sein, obwohl das Prototypproblem für ihr Modell dem Treffen von Hyperebenen mit Punkten äquivalent ist.