Problème 3-SAT

Il s'agit de la restriction du problème SAT aux formules qui sont des formes normales conjonctives avec au plus 3 littéraux (ou exactement 3 selon les sources[2]). Voici un exemple d'une telle forme normale conjonctive :

${\displaystyle (v_{1}\lor v_{2}\lor v_{3})\land (\neg v_{1}\lor v_{2}\lor v_{4})\land (\neg v_{1}\lor v_{2}\lor \neg v_{5})\land (\neg v_{3}\lor v_{4}\lor v_{5})}$

La formule ci-dessus a 4 clauses, 5 variables ${\displaystyle v_{1},v_{2},v_{3},v_{4},v_{5}}$ et trois littéraux par clauses. Il s'agit de déterminer si l'on peut attribuer une valeur Vrai ou Faux à chaque variable ${\displaystyle v_{i}}$de façon à rendre toute la formule vraie.

En 1972, Richard M. Karp réduit SAT à 3-SAT afin de démontrer que 3-SAT est NP-dur[1]. Cette démonstration est présente dans beaucoup d'ouvrages d'algorithmique et de théorie de la complexité.

Comme 3-SAT est NP-dur, 3-SAT a été utilisé pour prouver que d'autres problèmes sont NP-durs. Richard M. Karp, dans le même article, montre que le problème de coloration de graphes est NP-dur en le réduisant à 3-SAT en temps polynomial[1].

Jan Kratochvil introduit en 1994 une restriction 3-SAT dite planaire qui est aussi NP-difficile[3]. Il s'agit de la restriction de 3-SAT où le graphe biparti composé des variables et des clauses, où on relie une variable à une clause si cette clause contient cette variable, est planaire. D'ailleurs, le problème est toujours NP-difficile si chaque clause contient 3 littéraux et chaque variable apparaît dans au plus 4 clauses[3].

not-all-equal 3-satisfiability (NAE3SAT) est la variante où on demande que les trois variables dans une clause n'aient pas toutes les trois la même valeur de vérité.

• 2-SAT, le problème restreint aux clauses de taille 2, qui est de complexité polynomiale

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