Rezistența unui grafic
Rezistența unui grafic (exemplu)
|
Un grafic al forței 2: graficul este descompus în trei părți cu un total de 4 muchii între componente, ceea ce dă raportul 4 / (3-1) = 2.
|
|
În teoria graficelor , puterea unui grafic ( strength engleză) nedirecționat este cel mai mic raport dintre numărul de muchii șterse și numărul de componente create într-o descompunere a graficului.
Definiție
Fie un grafic neorientat . Fie setul de partiții de , și, pentru orice partiție , sau setul de muchii care conectează părți ale peretelui despărțitor . Punctul forte este:
G=(V,E){\ displaystyle G = (V, E)}P{\ displaystyle {\ cal {P}}}V{\ displaystyle V}P∈P{\ displaystyle P \ in {\ cal {P}}}δ(P){\ displaystyle \ delta (P)}P{\ displaystyle P} σ(G){\ displaystyle \ sigma (G)}
σ(G)=minP∈P|δ(P)||P|-1{\ displaystyle \ sigma (G) = \ min _ {P \ in {\ cal {P}}} {\ frac {| \ delta (P) |} {| P | -1}}} .
Pentru o partiție de vârfuri, este setul tuturor marginilor care leagă părțile partiției. Pentru a exista cel puțin o margine între două componente, trebuie să alegeți marginile în mod corespunzător; forța este raportul mai mic dintre cele două numere întregi.
P{\ displaystyle P}δ(P){\ displaystyle \ delta (P)}|δ(P)|{\ displaystyle | \ delta (P) |}|δ(P)|-1{\ displaystyle | \ delta (P) | -1}
Pentru formulare în programarea liniară , avem definiții echivalente: Să set de copaci care acoperă G . Asa de
T{\ displaystyle {\ mathcal {T}}}
σ(G)=max∑T∈TλT{\ displaystyle \ sigma (G) = \ max \ sum _ {T \ in {\ mathcal {T}}} \ lambda _ {T} \ quad}cu constrângerile: și .
λT≥0 {\ displaystyle \ \ lambda _ {T} \ geq 0 \} ∑T∋eλT≤1{\ displaystyle \ \ sum _ {T \ ni e} \ lambda _ {T} \ leq 1}sau, prin dualitate în programarea liniară :
σ(G)=min∑e∈Eye{\ displaystyle \ sigma (G) = \ min \ sum _ {e \ in E} y_ {e} \ quad}cu constrângerile: și .
ye≥0 {\ displaystyle \ y_ {e} \ geq 0 \} ∑e∈Eye≥1{\ displaystyle \ \ sum _ {e \ în E} y_ {e} \ geq 1}
Complexitatea calculului
Calculul forței unui grafic se poate face în timp polinomial ; primul astfel de algoritm a fost descris de Cunningham în 1985. Algoritmul cu cea mai bună complexitate se datorează lui Trubin (1993); utilizând descompunerea fluxurilor Goldberg și Rao (1998), este în timp complexitatea unui grafic cu n vârfuri și m muchii.
O(min(m1/2,nu2/3)mnuButuruga(nu2/m+2)){\ displaystyle O (\ min (m ^ {1/2}, n ^ {2/3}) mn \ log (n ^ {2} / m + 2))}
Proprietăți
- Fie un grafic nedirectat, cât și un număr întreg pozitiv. Dimensiunea maximă a unei uniuni forestiere este egală cu cea mai mică valoare aG=(V,E){\ displaystyle G = (V, E)}k{\ displaystyle k}k{\ displaystyle k}
|δ(P)|+k(|V|-|P|){\ displaystyle | \ delta (P) | + k (| V | - | P |)}
luate pe toate partițiile din .
P{\ displaystyle P}V{\ displaystyle V}
- Dacă este o partiție care maximizează și dacă este restricția lui G la set , atunci .P={V1,...,Vk}{\ displaystyle P = \ {V_ {1}, \ dots, V_ {k} \}}σ(G){\ displaystyle \ sigma (G)}Geu=G|Veu{\ displaystyle G_ {i} = G | V_ {i}}Veu{\ displaystyle V_ {i}}σ(Gk)≥σ(G){\ displaystyle \ sigma (G_ {k}) \ geq \ sigma (G)}
- Teorema tuturor-Nash-Williams. - Un grafic conține k copaci care se întind cu margini disjuncte dacă și numai dacăG=(V,E){\ displaystyle G = (V, E)}
|δ(P)|≥k(|P|-1){\ displaystyle | \ delta (P) | \ geq k (| P | -1)}
pentru orice partiție a .
P{\ displaystyle P}V{\ displaystyle V}
- Teorema Tutte-Nash-Williams este exprimată cu noțiunea de forță: este numărul maxim de copaci care acoperă marginile disjuncte care pot fi conținute în G.⌊σ(G)⌋{\ displaystyle \ lfloor \ sigma (G) \ rfloor}
- Spre deosebire de problema partiționării unui grafic , partițiile produse prin calculul forței nu sunt neapărat echilibrate (adică nu sunt de dimensiuni aproape egale).
Note și referințe
-
(în) William H. Cunningham , „ Atac optim și întărire a unei rețele ” , Jurnalul ACM , vol. 32, n o 3,Iulie 1985, p. 549-561 ( ISSN 0004-5411 și 1557-735X , DOI 10.1145 / 3828.3829 , citit online , accesat la 10 martie 2021 )
-
Goldberg și Rao 1998 .
-
Shrijver 2003 , (Teorema 51.1).
-
Shrijver 2003 , (Corolarul 51.1a).
Bibliografie
-
Alexander Schrijver , Optimizare combinatorie , Springer,2003( ISBN 978-3-540-44389-6 ) , capitolul 51.
- William H. Cunningham, „ Atac optim și întărire a unei rețele ”, Jurnalul ACM , vol. 32, n o 3,1985, p. 549-561 ( DOI 10.1145 / 3828.3829 )
- VA Trubin, „ Rezistența unui grafic și împachetarea copacilor și ramificațiilor ”, Cibernetică și Analiza sistemelor , vol. 29, n o 3,1993, p. 379–384 ( DOI 10.1007 / BF01125543 )
- Andrew V. Goldberg și Satish Rao , „ Dincolo de bariera de descompunere a fluxului ”, Jurnalul ACM , vol. 45, nr . 5,1998, p. 783-797 ( DOI 10.1145 / 290179.290181 )
Articole similare
<img src="https://fr.wikipedia.org/wiki/Special:CentralAutoLogin/start?type=1x1" alt="" title="" width="1" height="1" style="border: none; position: absolute;">