3-bipcon/3-bipcon.tex

   1 \input ../sgr.tex
   2
   3 \prednaska{3}{Bipartitní párování a globální k-souvislost}{}
   4
   5 V~pøede¹lých kapitolách jsme se zabývali aplikacemi tokù na~hledání maximálního párování
   6 a minimálního $st$-øezu. Nyní si pøedvedeme dva algoritmy pro podobné problémy,
   7 které se obejdou bez tokù.
   8
   9 \h{Maximální párování v regulárním bipartitním grafu \cite{alon:matching}}
  10
  11 Nejprve si nadefinujme operaci {\I Degree Split,} která dostane jako vstup libovolný
  12 $2k$-regulární graf $G=(V,E)$ a rozdìlí ho na~podgrafy $G_1=(V,E_1)$ a $G_2=(V,E_2)$, které budou
  13 oba $k$-regulární. Tuto operaci mù¾eme snadno provést v~lineárním èase tak, ¾e si graf
  14 rozdìlíme na~komponenty, v~ka¾dé nalezneme eulerovský tah a jeho sudé hrany dáme do~$G_1$
  15 a liché do~$G_2$.
  16
  17 To nám pomù¾e ke~snadnému algoritmu pro nalezení maximálního párování ve~$2^d$-regulárním
  18 bipartitním grafu.\foot{V¹imnìte si, ¾e takové párování bude v¾dy perfektní (viz Hallova vìta).}
  19 Staèí provést Degree Split na~dva $2^{d-1}$-regulární grafy, na~libovolný jeden z~nich
  20 aplikovat dal¹í Degree Split atd., a¾ se dostaneme k~$1$-regulárnímu grafu, který
  21 je perfektním párováním v~$G$. To v¹e jsme schopni stihnout v~lineárním èase,
  22 jeliko¾ velikosti grafù, které splitujeme, exponenciálnì klesají. Také bychom
  23 mohli rekurzivnì zpracovávat obì komponenty a tak se v~èase $\O(m\log n)$ dobrat
  24 ke~kompletní 1-faktorizaci zadaného grafu.\foot{To je rozklad hran grafu na~disjunktní
  25 perfektní párování a má ho ka¾dý regulární bipartitní graf.}
  26
  27 Pokud zadaný graf nebude $2^d$-regulární, pomù¾eme si tím, ¾e ho novými hranami
  28 doplníme na $2^d$-regulární a pak si pøi splitech budeme vybírat ten podgraf,
  29 do~kterého padlo ménì nových hran, a uká¾eme, ¾e nakonec v¹echny zmizí.
  30 Abychom graf pøíli¹ nezvìt¹ili, budeme se sna¾it místo pøidávání úplnì nových
  31 hran pouze zvy¹ovat násobnost hran existujících. Pro ka¾dou hranu $e$ si tedy
  32 budeme pamatovat její násobnost $n(e)$.
  33
  34 {\I Degree Split grafu s~násobnostmi} pak budeme provádìt následovnì: hranu~$e$ s~násobností $n(e)$ umístíme do~$G_1$
  35 i~do~$G_2$ s~násobností $\lfloor n(e)/2 \rfloor$ a pokud bylo $n(e)$ liché, pøidáme hranu do~pomocného grafu
  36 $G^\prime$. V¹imnìte si, ¾e $G^\prime$ bude sudì-regulární graf bez násobností, tak¾e na~nìj mù¾eme aplikovat pùvodní
  37 Degree Split a $G^\prime_i$ pøiøadit ke~$G_i$. To~v¹e zvládneme v~èase $\O(m)$.
  38
  39 Mìjme nyní $k$-regulární bipartitní graf. Zvolme $t$ tak aby $2^t\geq kn$.
  40 Zvolme dále parametry
  41 $\alpha := \lfloor 2^t/k \rfloor$ a
  42 $\beta := 2^t \bmod k$.
  43 Ka¾dé pùvodní hranì nastavíme násobnost~$\alpha$ a pøidáme triviální párování~$F$
  44 ($i$-tý vrchol vlevo se spojí s~$i$-tým vrcholem vpravo) s~násobností~$\beta$.
  45 V¹imnìte si, ¾e $\beta<k$, a~proto hran v~$F$ (vèetnì násobností) bude ménì ne¾ $2^t$.
  46
  47 Takto získáme $2^t$-regulární graf, jeho¾ reprezentace bude lineárnì velká. Na tento graf budeme aplikovat operaci
  48 Degree Split a budeme si vybírat v¾dy tu polovinu, kde bude ménì hran z~$F$. Po~$t$ iteracích dospìjeme k~párování
  49 a jeliko¾ se~v~ka¾dém kroku zbavíme alespoò poloviny hran z~$F$, nebude toto párování obsahovat ¾ádnou takovou hranu
  50 a navíc nebude ani obsahovat násobné hrany, a~tedy bude podgrafem zadaného grafu, jak potøebujeme.
  51
  52 Èasová slo¾itost algoritmu je $\O(m \log n)$, jeliko¾ provádíme inicializaci v~$\O(m)$ a celkem $\log_2 kn=\O(\log n)$ iterací po~$\O(m)$.
  53
  54 \h{Stupeò souvislosti grafu}
  55
  56 Problém zji¹tìní {\I stupnì hranové souvislosti} grafu lze pøevést na problém hledání minimálního øezu,
  57 který ji¾ pro zadanou dvojici vrcholù umíme øe¹it pomocí Dinicova algoritmu v~èase $\O(n^{2/3}m)$.
  58 Pokud chceme najít minimum ze~v¹ech øezù v~grafu, mù¾eme vyzkou¹et v¹echny dvojice $(s,t)$.
  59 To v¹ak lze snadno zrychlit, pokud si uvìdomíme, ¾e jeden z~vrcholù (tøeba $s$) mù¾eme zvolit
  60 pevnì: vezmeme-li libovolný øez $C$, pak jistì najdeme alespoò jedno~$t$, které padne
  61 do~jiné komponenty ne¾ pevnì zvolené~$s$, tak¾e minimální $st$-øez bude nejvý¹e tak velký jako~$C$.
  62 V~orientovaném grafu musíme projít jak øezy pro $s \rightarrow t$, tak i $t \rightarrow s$.
  63 Algoritmus bude mít slo¾itost $\O(n^{{5/3}}m)$.
  64
  65 U~{\I vrcholové $k$-souvislosti} to ov¹em tak snadno nepùjde. Pokud by toti¾ fixovaný vrchol byl souèástí nìjakého
  66 minimálního separátoru, algoritmus mù¾e selhat. Pøesto ale nemusíme procházet v¹echny dvojice vrcholù. Staèí jako
  67 $s$ postupnì zvolit více vrcholù, ne¾ je velikost minimálního separátoru. Algoritmus si tedy bude pamatovat, kolik
  68 vrcholù u¾ pro¹el a nejmen¹í zatím nalezený $st$-separátor a jakmile poèet vrcholù pøekroèí velikost separátoru,
  69 prohlásí separátor za~minimální. To zvládne v~èase $\O(\kappa (G) n^{3/2} m)$, kde $\kappa(G)$ je nalezený stupeò souvislosti~$G$.
  70
  71 Pro minimální øezy v~neorientovaných grafech ov¹em existuje následující rychlej¹í algoritmus:
  72
  73 \h{Globálnì minimální øez (Nagamochi, Ibaraki \cite{nagaiba:conn})}
  74
  75 Buï $G$ neorientovaný graf s~ohodnocením na~hranách. Oznaèíme si:
  76
  77 \s{Znaèení:}
  78
  79 \itemize\ibull
  80 \:$r(u,v)$ buï kapacita minimálního $uv$-øezu,
  81 \:$d(P,Q)$ buï kapacita hran vedoucích mezi mno¾inami $P,Q \subseteq V$,
  82 \:$d(P) = d(P,\overline P)$ buï kapacita hran vedoucích mezi $P\subseteq V$ a zbytkem grafu,
  83 \:$d(v) = d(\{v\})$ buï kapacita hran vedoucích z~$v$ (tedy pro neohodnocené grafy stupeò~$v$),
  84 \:analogicky zavedeme $d(v,w)$ a $d(v,P)$.
  85 \endlist
  86
  87 \s{Definice:}
  88 {\it Legálním uspoøádáním vrcholù} (LU) budeme nazývat lineární uspoøádání vrcholù $v_1 \ldots v_n$ takové, ¾e platí
  89 $d(\{v_1 \ldots v_{i-1}\},v_i) \geq d(\{v_1 \ldots v_{i-1}\},v_j)$ pro ka¾dé $1 \leq i<j\leq n$.
  90
  91 \s{Lemma:} Je-li $v_1 \ldots v_n$ LU na $G$, pak $r(v_{n-1},v_n)=d(v_n)$.
  92
  93 \proof Buï $C$ nìjaký øez oddìlující $v_{n-1}$ a $v_n$. Utvoøme posloupnost vrcholù $u_i$ takto:
  94
  95 \algo
  96 \:$u_0 := v_1$
  97 \:$u_i := v_j$ tak, ¾e $j>i$, $v_i$ a $v_j$ jsou oddìleny øezem $C$ a $j$ je minimální takové.
  98 [Tedy $v_j$ je nejbli¾¹í vrchol na~druhé stranì øezu.]
  99 \endalgo
 100
 101 Ka¾dé $u_{i-1}$ je tedy buï rovno $u_i$, pokud jsou $v_i$ a $v_{i-1}$ na stejné stranì øezu, nebo rovno $v_i$, pokud
 102 jsou $v_i$ a $v_{i-1}$ na~stranách opaèných. Z~toho dostáváme, ¾e $d(\{v_1\ldots v_{i-1}\},u_i)\leq d(\{v_1\ldots
 103 v_{i-1}\},u_{i-1})$, proto¾e buïto $u_i=u_{i-1}$, a pak je nerovnost splnìna jako rovnost, nebo je $u_i=v_j$, $j>i$ a
 104 nerovnost plyne z~legálnosti uspoøádání.
 105
 106 Chceme ukázat, ¾e velikost na¹eho øezu~$C$ je alespoò taková, jako velikost øezu kolem vrcholu $v_n$.
 107 V¹imneme si, ¾e $ \vert C \vert \geq \sum_{i=1}^{n-1} d(v_i,u_i)$. Uká¾eme, ¾e pravá strana je alespoò $d(v_n)$:
 108 $$\eqalign{
 109 \sum_{i=1}^{n-1} d(v_i,u_i) &= \sum_{i=1}^{n-1} d(\{v_1\ldots v_i\},u_i) - d(\{v_1 \ldots v_{i-1}\},u_i) \geq \cr
 110 &\geq \sum_{i=1}^{n-1} d(\{v_1 \ldots v_i\},u_i) - d(\{v_1 \ldots v_{i-1}\},u_{i-1}) = \cr
 111 &= d(\{v_1 \ldots v_{n-1}\},u_{n-1}) - d(\{v_1 \ldots v_0\},u_0) = \cr
 112 &=d(\{v_1 \ldots v_{n-1}\},v_n) - 0 = d(v_n).\cr
 113 }$$
 114 \qed
 115
 116 Dokázali jsme, ¾e libovolný øez separující $v_{n-1}$ a $v_n$ je alespoò tak velký jako jednoduchý øez skládající se jen z hran
 117 kolem~$v_n$. Kdy¾ tedy sestavíme nìjakou LU posloupnost vrcholù, budeme mít k dispozici jednoduchý minimální øez
 118 $v_{n-1}$ a~$v_n$. Následnì vytvoøíme graf $G'$, v nìm¾ $v_{n-1}$ a $v_n$ skontrahujeme. Rekurzivnì najdeme minimální
 119 øez v $G'$ (sestrojíme nové LU atd.). Hledaný minimální øez poté buïto oddìluje vrcholy $v_n$ a $v_{n-1}$ a potom je øez
 120 kolem vrcholu $v_n$ minimální, nebo vrcholy $v_n$ a $v_{n-1}$ neoddìluje, a v takovém pøípadì jej najdeme
 121 rekurzivnì. Hledaný øez je tedy men¹í z rekurzivnì nalezeného øezu a øezu kolem $v_n$.
 122
 123 Zbývá ukázat, jak konstruovat LU. Postaèí hladovì: Pamatujeme si $\forall v\neq v_1 \ldots v_{i-1}$ hodnotu $d(\{v_1 \ldots v_{i-1}\},v)$, oznaème ji $z_v$. V ka¾dém kroku vybereme vrchol $v$ s maximální hodnotou $z_v$, prohlásíme ho za $v_i$ a pøepoèítáme~$z_v$.
 124
 125 Zde se hodí datová struktura, která doká¾e rychle hledat maxima a zvy¹ovat hodnoty prvkù,
 126 napøíklad Fibonacciho halda. Ta zvládne \<DeleteMax> v~èase $\O(\log n)$ a \<Increase> v~$\O(1)$
 127 amortizovanì. Celkem pak ná¹ algoritmus bude mít slo¾itost $\O(n(m+n\log n))$ pro obecné kapacity.
 128
 129 Pokud jsou kapacity malá celá èísla, mù¾eme vyu¾ít pøíhrádkové struktury. Budeme
 130 si udr¾ovat obousmìrný seznam zatím pou¾itých hodnot $z_v$, ka¾dý prvek takového
 131 seznamu bude obsahovat v¹echny vrcholy se spoleènou hodnotou $z_v$. Kdy¾ budeme
 132 mít seznam seøazený, vybrání minimálního prvku bude znamenat pouze podívat se na
 133 první prvek seznamu a z nìj odebrat jeden vrchol, pøípadnì celý prvek ze seznamu
 134 odstranit. Operace \<Increase> poté bude reprezentovat pouze pøesunutí vrcholu o
 135 malý poèet pøihrádek, pøípadnì zalo¾ení nové pøihrádky na správném místì.
 136 \<DeleteMax> proto bude mít slo¾itost $\O(1)$, v¹echny \<Increase> dohromady $\O(m)$,
 137 jeliko¾ za~ka¾dou hranu pøeskakujeme maximálnì jednu pøíhrádku, a celý algoritmus $\O(mn)$.
 138
 139 \references
 140 \bye