-\input lecnotes.tex\r
-\r
-\prednaska{4}{Goldgergùv algoritmus}{(zapsali R. Tupec, \r
-%J. Volec,\r
-J. Záloha)}\r
-\r
-\noindent\r
-Pøedstavíme si nový algoritmus pro hledání toku v síti, který se uká¾e stejnì dobrý jako\r
-{\I Dinicùv alogritmus} ($\O(mn^{2})$), a po nìkolika vylep¹eních bude i lep¹í.\r
-\r
-\noindent\r
-Tento algoritmus narozdíl od {\I Dinicova algoritmu} zaèíná s pøebytky v sousedních vrcholech zdroje a sna¾í se jich zbavit pomocí pøevedení. Abychom se pøi pøi tomto pøevádìní nezacyklili definujeme vý¹ku vrcholu a pøevádíme pouze z kopce.\r
-\r
-\s{Definice:} Funkce $f:E \rightarrow \bb{R}_{0}^{+}$ \r
-je {\I vlna} v síti ($V, E, z, s, c$), taková ¾e $ \forall (u,v) \in E : f(u,v) \leq c(u,v) \wedge $, kde $c(u,v)$ je kapacita hrany$(u,v)$, pro \r
-$ \forall v \ne z, v \ne s : f^{\Delta}(v) \geq 0 $.\r
-\r
-\s{Poznámka:} Funkci $f^{\Delta}(v)$ definujeme pro libovolnou funkci $f : E \rightarrow \bb R$\r
-: $$f^{\Delta}(v):=\sum_{(u,v) \in E}{f(u,v)} - \sum_{(v,u) \in E}{f(v,u)}$$\r
-Tok je vlna, kde $ f^{\Delta}(v) = 0 , \forall v \in V , v \ne z,s $.\r
-\r
-\noindent\r
-Algoritmus pracuje se sítí rezerv. To je funkce $r(u, v) u,v \in V$ taková, ¾e pro $\forall (u, v) \in E: r(u,v)+f(u,v)=c(u,v)$. Pokud v síti neexistují nìkteré zpìtné hrany, tak je pøidáme s nulovou kapacitou.\r
-\r
-\noindent\r
-V algoritmu budeme provádìt dvì operace na vrcholech sítì. K tomu budeme potøebovat pøiøadit v¹em \r
-vrcholùm vý¹ky pomocí funkce $h : V \rightarrow \bb{N}$.\r
-\r
-\s{Operace:} pro $ (u,v) \in E$\r
-\r
-\algo\r
-\:{\I Pøevedení pøebytku} \r
-\r
-Pokud platí:\r
-\itemize\ibull\r
- \: $u : f^{\Delta}(v) > 0$\r
- \: $v : h(u) > h(v)$\r
- \: $r(u,v)>0$ \r
-\endlist\r
- pøevedeme tok o velikosti $\delta:=min(f^{\Delta}(u),r(u,v))$ z $u$ do $v$ takto: $f^{\Delta}(u):=f^{\Delta}(u)-\delta$, $f^{\Delta}(v):=f^{\Delta}(v)+\delta$, $r(u,v)=r(u,v)-\delta$ a $r(v,u)=r(v,u)+\delta$ .\r
-\r
-Øekneme, ¾e pøevedení je {\I nasycené}, pokud je po pøevodu rezerva na hranì $(u,v)$ nulová, tedy $r(u,v)=0$. \r
-Naopak pøevedení {\I nenasycené}, pokud po pøevodu $f^{\Delta}(v) = 0$. Pokud $r(u,v)=0 \wedge f^{\Delta}(v) = 0$\r
-budeme pøevedení pova¾ovat za {\I nasycené}.\r
-\r
-\:{\I Zvednutí vrcholu} $u$ \r
-\r
-Pokud v algoritmu narazíme na pøebytek, který nelze pøevést, zvedneme vrchol $h(u):=h(u)+1$.\r
-\endalgo\r
-\r
-\s{Algoritmus:} (Goldberg)\r
-\r
-\algo\r
-\:$h(*)\leftarrow 0, h(z)\leftarrow \bb{N}$.\r
-\:$f(*)\leftarrow 0, \forall u \in V, (z,u) \in E : f(u,v)\leftarrow c(z,u)$.\r
-\:Dokud $\exists u \in V, u \ne z, u \ne s, f^{\Delta}(u)>0$: \r
-\::Pokud $\exists (u,v) \in E, r(u,v)>0 \wedge h(u)>h(v)$, tak prevedeme pøebytek po (u,v).\r
-\::Jinak zvedneme $u$.\r
-\:Vrátíme tok $f$ jako výsledek.\r
-\endalgo\r
-\r
-%\s{Poznámka:} Pokud v síti neexistují nìkteré zpìtné hrany, tak je tam pøidáme s nulovou kapacitou\r
-\r
-\noindent\r
-Následovat bude nìkolik lemmat a invariantù, jimi¾ se doká¾e správnost a èasová slo¾itost vý¹e popsaného\r
-agoritmu.\r
-\r
-\s{Invariant A:} Funkce $f:E \rightarrow \bb{R}$, se kterou pracuje algoritmus je vlna. Pro $\forall v \in V, h(v)$ neklesá a $h(z)=n, h(s)=0$.\r
-\r
-\proof\r
-Pro první èást invariantu si staèí rozmyslet, ¾e v~¾ádném kroku algoritmu nepøekroèíme kapacity hran a~nevytvoøíme záporný pøebytek. Pro $\forall v \in V, v \ne z, v \ne z$ skuteènì vý¹ku pouze zvy¹ujeme a z podmínky v tøetím kroku algoritmu vyplývá, ¾e nás pøebytky v $z$ a $s$ v podstatì nezajímají, tudí¾ ani nemìníme jejich vý¹ku. \r
-\qed\r
-\r
-\s{Invariant S(o spádu):} Pro $\forall (u,v) \in E, r(u,v)>0 : h(u) \leq h(v)+1$. Tedy neexistuje hrana se spádem vìt¹ím ne¾ jedna a nenulovou rezervou.\r
-\r
-\proof\r
-Podívejme se, kdy by mohla vzniknout nenasycená hrana se spádem vìt¹ím ne¾ 1. V druhé fázi algoritmu k tomu nedojde. Pokud ji¾ existuje vrchol $v$ s pøebytkem a nenasycená hrana $(v,u)$ a platí $h(v)=h(u)+1$ vrchol $v$ algoritmu nezvedá a rovnou pøebytek posílá po této hranì. Uva¾me tedy je¹tì druhý pøípad, kdy existuje nasycená hrana $(u,v)$ se spádem vìt¹ím ne¾ jedna a tuto hranu se pokusíme odsytit. Jen¾e to také nejde, proto¾e kdybychom cokoli poslali proti smìru této hrany, bude to proti smìru funkce $h$, ale to nejde.\r
-\qed \r
-\r
-\s{Lemma K (o korektnosti):} Kdy¾ se algorimus zastaví, vydá maximální tok $f$.\r
-\r
-\proof\r
-Nejprve uká¾eme, ¾e $f$ je tok a pak jeho maximalitu. Vyjdìme z toho, ¾e $f$ je vlna a algorimus se mù¾e zastavit jen pokud nastanou oba tyto pøípady souèasnì:\r
-\itemize\ibull\r
-\:ve vrcholech grafu nejsou ¾ádné pøebytky. Potom, ale $f$ je zároveò tok.\r
-\:pokud existuje nenasycená cesta $P$ ze zdroje do stoku. O té víme, ¾e má maximálnì $n-1$ hran. Zároveò v¹ak musí mít spád $n$, ale to znamená, ¾e existuje hrana $(u,v)$, pro kterou platí $h(u,v)>=2$, ale to je spor s Invariantem S.\r
-\endlist\r
-\qed\r
-\r
-\s{Invarinat C (cesta domù, do zdroje):} Je-li $v \in V(G), v \neq z,s, f^{\Delta}(v) > 0$, pak existuje nenasycená cesta z $v$ do $z$.\r
-\r
-\proof\r
-Mìjme nìjaký vrchol $v \in V(G)$ takový, ¾e $f^{\Delta}(v) > 0$.\r
-Potom definujme mno¾inu $A := \{ u \in V(G) : \exists$ nenasycená cesta z $v$ do $u \}$.\r
-Mìjme vrcholy $a \in A$ a $b \in V(G) - A$ takové, ¾e $(b,a)\in E$. O nich víme, ¾e $f(b, a)=0$, proto¾e pokud by tomu tak nebylo, muselo by platit $r(a, b)>0$, a tedy $b$ patøí do mno¾iny $A$.\r
-\r
-\noindent Seètìme pøebytky ve v¹ech vrcholech $A$. Proto¾e pøebytek ka¾dého vrcholu se spoèítá jako souèet tokù do nìj vstupujících minus souèet tokù z nìj vystupujících a v¹echny hrany, jejich¾ oba vrcholy le¾í v $A$, se jedenkrát pøiètou a jedenkrát odeètou, platí:\r
-$$\sum_{u \in A}f^{\Delta}(u)=\sum_{(a,b)\in E \cap (\bar{A}\times A)}f(a,b)-\sum_{(b,a)\in E \cap (A\times \bar{A})}f(b,a)$$\r
-Proto¾e v¹ak do $A$ nic neteèe, nebo» obsahuje zdroj (pokud není izolovaný, existují nenasycené zpìtné hrany), tento výraz musí být men¹í, roven nule. Odtud vyplývá, ¾e pokud nìco odtéká ven z $A$ nebo $A$ obsahuje $s$, pak $\exists u \in A, f^{\Delta}(u)<0$. Toto $u$ musí být zdroj, proto¾e v¹echny ostatní vrcholy mají kladný pøebytek.\r
-\qed\r
-\s{Invariant V (vý¹ka):} Pro $\forall v \in V$ platí $h(v)\le 2n$.\r
-\r
-\proof\r
-Víme, ¾e poèet hran v cestì ze $z$ do $\forall v \in V$ je maximálnì $n-1$.\r
-Pokud by existoval vrchol $v$ s vý¹kou $h(v)>2n$, musel by být zvednut alespoò $2n$-krát. To ale znamená, ¾e by po $2n-1$ zvednutích musel mít stále pøebytek. Pokud tento pøebytek nelze pøevést do ¾ádného jiného vrcholu ${u} \in E$, musí platit $h(v)\le h({u})$ a tedy $v$ bude zvednut po $2n$-té. To ale znamená, ¾e by platilo $h(v)-h(z)=n$. Dále víme z Invariantu C, ¾e existuje nenasycená cesta z $v$ do $z$. Potom, ale v cestì ze $z$ do $v$ existuje hrana se spádem vìt¹ím ne¾ 1 a to je spor s Invariantem S.\r
-\qed\r
-\r
-\s{Lemma Z (poèet zvednutí):} Poèet v¹ech zvednutí je maximálnì $2n^{2}$.\r
-\r
-\proof\r
-Staèí si uvìdomit, ¾e ka¾dý vrchol zvednut maximálnì $2n$-krát a vrcholù je $n$.\r
-\qed\r
-%\r
-%\s{Definice:} Nasycené pøevedení je pøevedení pøebytku z vrcholu hranou takové, ¾e tato hrana bude nasycena.\r
-%\r
-%\s{Definice:} Nenasycené pøevedení je takové pøevedení, které není syté a pøi nìm¾ dojde k odstranìní pøebytku z vrcholu.\r
-\r
-\s{Lemma SY (sytá pøevedení):} Poìet v¹ech sytých pøevedení je maximálnì $NM$.\r
-\r
-\proof\r
-Mìjme hranu $(u,v) \in E$, kterou jsme právì nasytili. Tedy platí $h(v)<h(u)$ a zároveò $r(u, v)=0$. Aby se rezerva této hrany zmìnila, musel by ji nìkdo odsytit. Pro odsycení hrany se musí otoèit nerovnost mezi vý¹kami koncových vrcholù. Tedy $h(v)>h(u)$. Proto, abychom tuto hranu opìt nasytili, musíme opìt zmìnit nerovnost vý¹ek na $h(v)<h(u)$. Mezi dvìma nasyceními hrany $(u,v)$ probìhly minimálnì dvì zvednutí vrcholu $u$. Algoritmus nikdy vý¹ku vrcholu nesni¾uje, a tedy poèet v¹ech sytých pøevedení je skuteènì $NM$.\r
-\qed\r
-\r
-\bye\r
+\input lecnotes.tex
+
+\prednaska{4}{Goldgergùv algoritmus}{(zapsali R. Tupec,
+%J. Volec,
+J. Záloha)}
+
+\noindent
+Pøedstavíme si nový algoritmus pro hledání toku v síti, který se uká¾e stejnì dobrý jako
+{\I Dinicùv alogritmus} ($\O(mn^{2})$), a po nìkolika vylep¹eních bude i lep¹í.
+
+\noindent
+Tento algoritmus narozdíl od {\I Dinicova algoritmu} zaèíná s pøebytky v sousedních vrcholech zdroje a sna¾í se jich zbavit pomocí pøevedení. Abychom se pøi pøi tomto pøevádìní nezacyklili definujeme vý¹ku vrcholu a pøevádíme pouze z kopce.
+
+\s{Definice:} Funkce $f:E \rightarrow \bb{R}_{0}^{+}$
+je {\I vlna} v síti ($V, E, z, s, c$), taková ¾e $ \forall (u,v) \in E : f(u,v) \leq c(u,v) \wedge $, kde $c(u,v)$ je kapacita hrany$(u,v)$, pro
+$ \forall v \ne z, v \ne s : f^{\Delta}(v) \geq 0 $.
+
+\s{Poznámka:} Funkci $f^{\Delta}(v)$ definujeme pro libovolnou funkci $f : E \rightarrow \bb R$
+: $$f^{\Delta}(v):=\sum_{(u,v) \in E}{f(u,v)} - \sum_{(v,u) \in E}{f(v,u)}$$
+Tok je vlna, kde $ f^{\Delta}(v) = 0 , \forall v \in V , v \ne z,s $.
+
+\noindent
+Algoritmus pracuje se sítí rezerv. To je funkce $r(u, v) u,v \in V$ taková, ¾e pro $\forall (u, v) \in E: r(u,v)+f(u,v)=c(u,v)$. Pokud v síti neexistují nìkteré zpìtné hrany, tak je pøidáme s nulovou kapacitou.
+
+\noindent
+V algoritmu budeme provádìt dvì operace na vrcholech sítì. K tomu budeme potøebovat pøiøadit v¹em
+vrcholùm vý¹ky pomocí funkce $h : V \rightarrow \bb{N}$.
+
+\s{Operace:} pro $ (u,v) \in E$
+
+\algo
+\:{\I Pøevedení pøebytku}
+
+Pokud platí:
+\itemize\ibull
+ \: $u : f^{\Delta}(v) > 0$
+ \: $v : h(u) > h(v)$
+ \: $r(u,v)>0$
+\endlist
+ pøevedeme tok o velikosti $\delta:=min(f^{\Delta}(u),r(u,v))$ z $u$ do $v$ takto: $f^{\Delta}(u):=f^{\Delta}(u)-\delta$, $f^{\Delta}(v):=f^{\Delta}(v)+\delta$, $r(u,v)=r(u,v)-\delta$ a $r(v,u)=r(v,u)+\delta$ .
+
+Øekneme, ¾e pøevedení je {\I nasycené}, pokud je po pøevodu rezerva na hranì $(u,v)$ nulová, tedy $r(u,v)=0$.
+Naopak pøevedení {\I nenasycené}, pokud po pøevodu $f^{\Delta}(v) = 0$. Pokud $r(u,v)=0 \wedge f^{\Delta}(v) = 0$
+budeme pøevedení pova¾ovat za {\I nasycené}.
+
+\:{\I Zvednutí vrcholu} $u$
+
+Pokud v algoritmu narazíme na pøebytek, který nelze pøevést, zvedneme vrchol $h(u):=h(u)+1$.
+\endalgo
+
+\s{Algoritmus:} (Goldberg)
+
+\algo
+\:$h(*)\leftarrow 0, h(z)\leftarrow \bb{N}$.
+\:$f(*)\leftarrow 0, \forall u \in V, (z,u) \in E : f(u,v)\leftarrow c(z,u)$.
+\:Dokud $\exists u \in V, u \ne z, u \ne s, f^{\Delta}(u)>0$:
+\::Pokud $\exists (u,v) \in E, r(u,v)>0 \wedge h(u)>h(v)$, tak prevedeme pøebytek po (u,v).
+\::Jinak zvedneme $u$.
+\:Vrátíme tok $f$ jako výsledek.
+\endalgo
+
+%\s{Poznámka:} Pokud v síti neexistují nìkteré zpìtné hrany, tak je tam pøidáme s nulovou kapacitou
+
+\noindent
+Následovat bude nìkolik lemmat a invariantù, jimi¾ se doká¾e správnost a èasová slo¾itost vý¹e popsaného
+agoritmu.
+
+\s{Invariant A:} Funkce $f:E \rightarrow \bb{R}$, se kterou pracuje algoritmus je vlna. Pro $\forall v \in V, h(v)$ neklesá a $h(z)=n, h(s)=0$.
+
+\proof
+Pro první èást invariantu si staèí rozmyslet, ¾e v~¾ádném kroku algoritmu nepøekroèíme kapacity hran a~nevytvoøíme záporný pøebytek. Pro $\forall v \in V, v \ne z, v \ne z$ skuteènì vý¹ku pouze zvy¹ujeme a z podmínky v tøetím kroku algoritmu vyplývá, ¾e nás pøebytky v $z$ a $s$ v podstatì nezajímají, tudí¾ ani nemìníme jejich vý¹ku.
+\qed
+
+\s{Invariant S(o spádu):} Pro $\forall (u,v) \in E, r(u,v)>0 : h(u) \leq h(v)+1$. Tedy neexistuje hrana se spádem vìt¹ím ne¾ jedna a nenulovou rezervou.
+
+\proof
+Podívejme se, kdy by mohla vzniknout nenasycená hrana se spádem vìt¹ím ne¾ 1. V druhé fázi algoritmu k tomu nedojde. Pokud ji¾ existuje vrchol $v$ s pøebytkem a nenasycená hrana $(v,u)$ a platí $h(v)=h(u)+1$ vrchol $v$ algoritmu nezvedá a rovnou pøebytek posílá po této hranì. Uva¾me tedy je¹tì druhý pøípad, kdy existuje nasycená hrana $(u,v)$ se spádem vìt¹ím ne¾ jedna a tuto hranu se pokusíme odsytit. Jen¾e to také nejde, proto¾e kdybychom cokoli poslali proti smìru této hrany, bude to proti smìru funkce $h$, ale to nejde.
+\qed
+
+\s{Lemma K (o korektnosti):} Kdy¾ se algorimus zastaví, vydá maximální tok $f$.
+
+\proof
+Nejprve uká¾eme, ¾e $f$ je tok a pak jeho maximalitu. Vyjdìme z toho, ¾e $f$ je vlna a algorimus se mù¾e zastavit jen pokud nastanou oba tyto pøípady souèasnì:
+\itemize\ibull
+\:ve vrcholech grafu nejsou ¾ádné pøebytky. Potom, ale $f$ je zároveò tok.
+\:pokud existuje nenasycená cesta $P$ ze zdroje do stoku. O té víme, ¾e má maximálnì $n-1$ hran. Zároveò v¹ak musí mít spád $n$, ale to znamená, ¾e existuje hrana $(u,v)$, pro kterou platí $h(u,v)>=2$, ale to je spor s Invariantem S.
+\endlist
+\qed
+
+\s{Invarinat C (cesta domù, do zdroje):} Je-li $v \in V(G), v \neq z,s, f^{\Delta}(v) > 0$, pak existuje nenasycená cesta z $v$ do $z$.
+
+\proof
+Mìjme nìjaký vrchol $v \in V(G)$ takový, ¾e $f^{\Delta}(v) > 0$.
+Potom definujme mno¾inu $A := \{ u \in V(G) : \exists$ nenasycená cesta z $v$ do $u \}$.
+Mìjme vrcholy $a \in A$ a $b \in V(G) - A$ takové, ¾e $(b,a)\in E$. O nich víme, ¾e $f(b, a)=0$, proto¾e pokud by tomu tak nebylo, muselo by platit $r(a, b)>0$, a tedy $b$ patøí do mno¾iny $A$.
+
+\noindent Seètìme pøebytky ve v¹ech vrcholech $A$. Proto¾e pøebytek ka¾dého vrcholu se spoèítá jako souèet tokù do nìj vstupujících minus souèet tokù z nìj vystupujících a v¹echny hrany, jejich¾ oba vrcholy le¾í v $A$, se jedenkrát pøiètou a jedenkrát odeètou, platí:
+$$\sum_{u \in A}f^{\Delta}(u)=\sum_{(a,b)\in E \cap (\bar{A}\times A)}f(a,b)-\sum_{(b,a)\in E \cap (A\times \bar{A})}f(b,a)$$
+Proto¾e v¹ak do $A$ nic neteèe, nebo» obsahuje zdroj (pokud není izolovaný, existují nenasycené zpìtné hrany), tento výraz musí být men¹í, roven nule. Odtud vyplývá, ¾e pokud nìco odtéká ven z $A$ nebo $A$ obsahuje $s$, pak $\exists u \in A, f^{\Delta}(u)<0$. Toto $u$ musí být zdroj, proto¾e v¹echny ostatní vrcholy mají kladný pøebytek.
+\qed
+\s{Invariant V (vý¹ka):} Pro $\forall v \in V$ platí $h(v)\le 2n$.
+
+\proof
+Víme, ¾e poèet hran v cestì ze $z$ do $\forall v \in V$ je maximálnì $n-1$.
+Pokud by existoval vrchol $v$ s vý¹kou $h(v)>2n$, musel by být zvednut alespoò $2n$-krát. To ale znamená, ¾e by po $2n-1$ zvednutích musel mít stále pøebytek. Pokud tento pøebytek nelze pøevést do ¾ádného jiného vrcholu ${u} \in E$, musí platit $h(v)\le h({u})$ a tedy $v$ bude zvednut po $2n$-té. To ale znamená, ¾e by platilo $h(v)-h(z)=n$. Dále víme z Invariantu C, ¾e existuje nenasycená cesta z $v$ do $z$. Potom, ale v cestì ze $z$ do $v$ existuje hrana se spádem vìt¹ím ne¾ 1 a to je spor s Invariantem S.
+\qed
+
+\s{Lemma Z (poèet zvednutí):} Poèet v¹ech zvednutí je maximálnì $2n^{2}$.
+
+\proof
+Staèí si uvìdomit, ¾e ka¾dý vrchol zvednut maximálnì $2n$-krát a vrcholù je $n$.
+\qed
+%
+%\s{Definice:} Nasycené pøevedení je pøevedení pøebytku z vrcholu hranou takové, ¾e tato hrana bude nasycena.
+%
+%\s{Definice:} Nenasycené pøevedení je takové pøevedení, které není syté a pøi nìm¾ dojde k odstranìní pøebytku z vrcholu.
+
+\s{Lemma SY (sytá pøevedení):} Poìet v¹ech sytých pøevedení je maximálnì $NM$.
+
+\proof
+Mìjme hranu $(u,v) \in E$, kterou jsme právì nasytili. Tedy platí $h(v)<h(u)$ a zároveò $r(u, v)=0$. Aby se rezerva této hrany zmìnila, musel by ji nìkdo odsytit. Pro odsycení hrany se musí otoèit nerovnost mezi vý¹kami koncových vrcholù. Tedy $h(v)>h(u)$. Proto, abychom tuto hranu opìt nasytili, musíme opìt zmìnit nerovnost vý¹ek na $h(v)<h(u)$. Mezi dvìma nasyceními hrany $(u,v)$ probìhly minimálnì dvì zvednutí vrcholu $u$. Algoritmus nikdy vý¹ku vrcholu nesni¾uje, a tedy poèet v¹ech sytých pøevedení je skuteènì $NM$.
+\qed
+
+\bye
projects / ads2.git / commitdiff