preuve correspondent au théorème 1 de [KS92]). La preuve de la Proposition 2 se conclut toutefois
différemment dans [KS92], en résolvant un problème de flot dans un arbre.
Cependant, contrairement au Problème 1 étudié dans [Ken93], les auteurs de [KS92] autorisent les
intersections partielles entre arêtes (les deux exemples de la Figure 1 sont alors valides). Le travail présenté
dans [Ken93] peut toutefois s’adapter à ce cas. Il suffit en effet d’ajouter certains sommets au contour
de Ppour que les deux problèmes deviennent équivalents. Cela peut cependant conduire à obtenir n2
sommets (au lieu des ninitiaux), et donc une complexité en O(n4). Dans ce cas-là, il est plus intéressant
d’utiliser directement l’algorithme de [KS92] qui reste quadratique.
4.3 NP-complétude
Différents résultats de NP-complétude ont déjà été décrits Partie 2. R. Kenyon présente également un
corollaire direct à [GJ79] :
Corollaire 5. Soit Ωun ensemble de tuiles polygonales de surfaces supérieures à un, et comportant
chacune O(n)arêtes. Si Pest un polygone simple d’aire O(nk)et avec O(n)arêtes, alors paver Ppar
des tuiles de Ωest un problème NP-complet.
[Ken93] démontre que ce résultat persiste lorsque Ωcomporte uniquement des triangles, ou des trapé-
zoïdes. En effet, dans le premier cas on peut effectuer une réduction depuis le Corollaire 5 en découpant
chaque polygone en triangles qui devront forcément se réemboiter dans le pavage final. L’auteur réduit
ensuite ce résultat au deuxième cas, en découpant cette fois-ci chaque tuile triangulaire en trapézoïdes.
Par ailleurs, le Problème 1 devient NP-complet si le pavage comporte des trous. La preuve s’effectue
par réduction depuis le problème SUBSET-SUM. Elle consiste à placer un trou carré au centre d’un
polygone convexe bien choisi, afin que tout pavage valide contienne une chaîne depuis ce trou jusqu’à
une arête prédéterminée du bord. Les longueurs des parallélogrammes de cette chaîne constituent alors
la réponse à l’instance de SUBSET-SUM considérée.
5 Conclusion
Nous avons présenté dans ce rapport quelques résultats établis dans [Ken93] concernant le pavage
d’une région polygonale par des parallélogrammes. L’algorithme quadratique proposé par R. Kenyon a
notamment été esquissé.
Bien que l’on sache construire l’ensemble des pavages possibles (section 4.1), il ne semble pas exister
de manière de les dénombrer. Par ailleurs, il reste à trouver une caractérisation précise des types de tuiles
pour lesquels des algorithmes polynomiaux de pavage existent.
Références
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J. ACM, 33(2) :290–312, April 1986.
[Ber66] Robert Berger. The Undecidability of the Domino Problem. American Mathematical Society,
1966.
[Cha91] Bernard Chazelle. Triangulating a simple polygon in linear time. Discrete Comput. Geom.,
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[GJ79] Michael R. Garey and David S. Johnson. Computers and Intractability : A Guide to the Theory
of NP-Completeness. W. H. Freeman & Co., New York, NY, USA, 1979.
[J.M91] J.M.Robson. Sur le pavage de figures du plan par des barres. Actes des journées polyominos et
pavages, pages 95–103, 1991.
[Ken93] Richard Kenyon. Tiling a polygon with parallelograms. Algorithmica, 9(4) :382–397, 1993.
[KK92] Claire Kenyon and Richard Kenyon. Tiling a polygon with rectangles. In Proc. 33rd Symp.
Foundations of Computer Science, pages 610–619, 1992.
[KS92] Sampath Kannan and Danny Soroker. Tiling polygons with parallelograms. Discrete & Com-
putational Geometry, 7(2) :175–188, 1992.
[Rob71] RaphaelM. Robinson. Undecidability and nonperiodicity for tilings of the plane. Inventiones
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