Теорема о плоском разделителе - Википедия - Planar separator theorem

В теория графов, то теорема о плоском сепараторе это форма изопериметрическое неравенство за планарные графы, который гласит, что любой планарный граф можно разбить на более мелкие части, удалив небольшое количество вершин. В частности, удаление O (√п) вершины из п-вершинный граф (где О призывает нотация большой O ) может раздел граф на непересекающийся подграфы каждый из которых имеет не более 2п/ 3 вершины.

Более слабая форма теоремы о сепараторе с O (√п бревноп) вершин в разделителе вместо O (√п) был первоначально доказан Унгар (1951), а форма с жесткой асимптотической оценкой размера разделителя была впервые доказана Липтон и Тарьян (1979). С момента их работы теорема о сепараторе была перефразирована несколькими способами, константа в O (√п) член теоремы был улучшен и распространен на некоторые классы неплоских графов.

Повторное применение теоремы о разделителе дает иерархию разделителей, которая может принимать форму разложение дерева или разложение по ветвям графа. Иерархии разделителей могут использоваться для разработки эффективных разделяй и властвуй алгоритмы для плоских графов и динамическое программирование на этих иерархиях можно использовать для разработки экспоненциальное время и управляемый с фиксированными параметрами алгоритмы решения NP-жесткий задачи оптимизации на этих графах. Иерархии разделителей также могут использоваться в вложенное рассечение, эффективный вариант Гауссово исключение для решения редкий системы линейных уравнений вытекающие из методы конечных элементов.

Теория двумерности из Demaine, Фомин, Hajiaghayi, а Тиликос обобщает и значительно расширяет применимость теоремы о сепараторе для обширного набора задач минимизации на планарные графы и вообще графики без фиксированного несовершеннолетнего.

Формулировка теоремы

Как обычно утверждается, теорема о сепараторе утверждает, что в любом п-вершинный планарный граф грамм = (V,E) существует разбиение вершин грамм на три комплекта А, S, и B, так что каждый из А и B имеет не более 2п/ 3 вершины, S имеет O (√п) вершин, и нет ребер с одним концом в А и одна конечная точка в B. Не требуется, чтобы А или же B форма связаны подграфы из грамм. S называется разделитель для этого раздела.

Эквивалентная формулировка состоит в том, что края любого п-вершинный планарный граф грамм можно разбить на два реберно-непересекающихся подграфа грамм₁ и грамм₂ таким образом, чтобы оба подграфа имели не менее п/ 3 вершин и такие, что пересечение множеств вершин двух подграфов имеет O (√п) вершины в нем. Такая перегородка называется разделение.^[1] Если задано разделение, то пересечение множеств вершин образует разделитель, а вершины, принадлежащие одному подграфу, но не другому, образуют разделенные подмножества не более 2п/ 3 вершины. В обратном направлении, если дать разбиение на три множества А, S, и B которые удовлетворяют условиям теоремы о плоском разделителе, то можно сформировать разделение, в котором ребра с концом в А принадлежать грамм₁, ребра с концом в B принадлежать грамм₂, а остальные ребра (с обоими концами в S) разбиты произвольно.

Константа 2/3 в формулировке теоремы о разделителе является произвольной и может быть заменена любым другим числом в открытый интервал (1/2,1) без изменения формы теоремы: разбиение на более равные подмножества может быть получено из менее четного разбиения путем многократного разбиения больших множеств в нечетном разбиении и перегруппировки полученных связных компонентов.^[2]

Пример

Планарный разделитель для сеточного графа

Рассмотрим сеточный график с р ряды и c колонны; номер п вершин равно rc. Например, на иллюстрации р = 5, c = 8 и п = 40. Если р нечетное, то есть один центральный ряд, а в остальном есть два ряда, одинаково близких к центру; аналогично, если c является нечетным, есть один центральный столбец, а в противном случае есть два столбца, одинаково близких к центру. Выбор S быть любой из этих центральных строк или столбцов, и удаление S из графа, разбивает граф на два меньших связанных подграфа А и B, каждый из которых имеет не более п/ 2 вершины. Если р ≤ c (как на иллюстрации), тогда выбор центрального столбца даст разделитель S с р ≤ √п вершины, и аналогично, если c ≤ р тогда выбор центральной строки даст разделитель с не более чем √п вершины. Таким образом, каждый сеточный граф имеет разделитель S размером не более √п, удаление которых разбивает его на два связанных компонента, каждый размером не более п/2.^[3]

Теорема о плоском сепараторе утверждает, что подобное разбиение может быть построено в любом плоском графе. Случай произвольных плоских графов отличается от случая сеточных графов тем, что разделитель имеет размер O (√п), но может быть больше √п, оценка размера двух подмножеств А и B (в наиболее распространенных вариантах теоремы) равно 2п/ 3, а не п/ 2, и два подмножества А и B не должны сами образовывать связанные подграфы.

Конструкции

Слои в ширину

Липтон и Тарьян (1979) при необходимости дополните данный плоский граф дополнительными ребрами, чтобы он стал максимально плоским (каждая грань в плоском вложении является треугольником). Затем они выполняют поиск в ширину, с корнем в произвольной вершине v, и разбиваем вершины на уровни по удаленности от v. Если л₁ это медиана level (уровень, на котором количество вершин на более высоких и на более низких уровнях не превышает п/ 2) тогда должны быть уровни л₀ и л₂ которые равны O (√п) шаги выше и ниже л₁ соответственно и содержащие O (√п) вершин соответственно, иначе их было бы больше, чем п вершины на уровнях около л₁. Они показывают, что должен быть разделитель S образованный союзом л₀ и л₂, конечные точки е края грамм который не принадлежит дереву поиска в ширину и находится между двумя уровнями, и вершины на двух путях дерева поиска в ширину из е вернуться на уровень л₀. Размер разделителя S построенная таким образом, не превосходит √8√п, или примерно 2,83√п. Вершины разделителя и двух непересекающихся подграфов можно найти в линейное время.

Это доказательство теоремы о сепараторе применимо также к взвешенным планарным графам, в которых каждая вершина имеет неотрицательную стоимость. Граф можно разбить на три множества А, S, и B такой, что А и B каждая имеет не более 2/3 общей стоимости и S имеет O (√п) вершин, без ребер из А к B.^[4] Внимательно проанализировав аналогичную конструкцию сепаратора, Джиджев (1982) показывает, что ограничение на размер S можно уменьшить до √6√п, или примерно 2.45√п.

Holzer et al. (2009) предлагают упрощенную версию этого подхода: они увеличивают граф, чтобы он был максимально планарным, и строят дерево поиска в ширину, как и раньше. Затем для каждого ребра е который не является частью дерева, они образуют цикл, объединяя е с путем дерева, который соединяет его конечные точки. Затем они используют в качестве разделителя вершины одного из этих циклов. Хотя этот подход не может гарантировать нахождение небольшого разделителя для плоских графов большого диаметра, их эксперименты показывают, что он превосходит методы расслоения в ширину Липтона – Тарьяна и Джиджева на многих типах плоских графов.

Сепараторы простого цикла

Для графа, который уже является максимально плоским, можно показать более сильную конструкцию разделитель простого цикла, цикл малой длины такой, что внутренняя и внешняя части цикла (в единственном плоском вложении графа) имеют не более 2п/ 3 вершины. Миллер (1986) это доказывает (с размером разделителя √8√п) с использованием техники Липтона – Тарьяна для модифицированной версии поиска в ширину, в которой уровни поиска образуют простые циклы.

Алон, Сеймур и Томас (1994) более прямо доказывают существование простых разделителей циклов: они позволяют C быть циклом не более √8√п вершины, с не более чем 2п/ 3 вершины снаружи C, который образует как можно более равномерное разделение на внутреннее и внешнее, и они показывают, что эти предположения C быть разделителем. В противном случае расстояния в пределах C должны быть равны расстояниям в диске, окруженном C (более короткий путь через внутреннюю часть диска стал бы частью границы лучшего цикла). Кроме того, C должна иметь длину ровно √8√п, так как в противном случае его можно было бы улучшить, заменив одно из его ребер двумя другими сторонами треугольника. Если вершины в C пронумерованы (по часовой стрелке) от 1 до √8√п, и вершина я совпадает с вершиной √8√п − я + 1, то эти согласованные пары могут быть соединены непересекающимися вершинами путями внутри диска с помощью формы Теорема Менгера для плоских графов. Однако общая длина этих путей обязательно будет превышать п, противоречие. С некоторой дополнительной работой они показывают аналогичным методом, что существует простой разделитель циклов размером не более (3 / √2) √п, примерно 2,12√п.

Джиджев и Венкатесан (1997) дополнительно улучшил постоянный множитель в теореме простого цикла о разделителе до 1,97√п. Их метод также позволяет находить простые разделители циклов для графов с неотрицательными весами вершин, с размером разделителя не более 2√п, и может создавать разделители меньшего размера за счет более неравномерного разбиения графа. В 2-связных плоских графах, не являющихся максимальными, существуют простые разделители циклов с размером, пропорциональным Евклидова норма вектора длин лиц, которые можно найти за почти линейное время.^[5]

Разделители кругов

Согласно Теорема Кебе – Андреева – Терстона об упаковке кругов, любой плоский граф может быть представлен упаковкой круговых дисков на плоскости с непересекающимися внутренностями, так что две вершины в графе смежны тогда и только тогда, когда соответствующая пара дисков касается друг друга. В качестве Miller et al. (1997) показать, что для такой упаковки существует круг, в котором не более 3п/ 4 диска касаются или внутри него, не более 3п/ 4 диски касаются или вне его, и это пересекает O (√п) диски.

Чтобы доказать это, Миллер и др. использовать стереографическая проекция для отображения упаковки на поверхности единичной сферы в трех измерениях. Тщательно выбрав проекцию, центр сферы можно превратить в Центральная точка диска центрируется на его поверхности, так что любая плоскость, проходящая через центр сферы, разделяет его на два полупространства, каждое из которых содержит или пересекает не более 3п/ 4 диска. Если плоскость, проходящая через центр, выбрана равномерно случайным образом, диск будет пересечен с вероятностью, пропорциональной его радиусу. Следовательно, ожидаемое количество пересекаемых дисков пропорционально сумме радиусов дисков. Однако сумма квадратов радиусов пропорциональна общей площади дисков, которая является постоянной величиной не более полной площади поверхности единичной сферы. Аргумент с участием Неравенство Дженсена показывает, что когда сумма квадратов п неотрицательные действительные числа ограничены константой, сумма самих чисел равна O (√п). Следовательно, ожидаемое количество дисков, пересекаемых случайной плоскостью, равно O (√п) и существует плоскость, пересекающая самое большее количество дисков. Эта плоскость пересекает сферу по большой круг, который проецируется обратно в круг на плоскости с желаемыми свойствами. O (√п) диски, пересекаемые этой окружностью, соответствуют вершинам разделителя плоского графа, который отделяет вершины, диски которых находятся внутри окружности, от вершин, диски которых находятся вне окружности, причем не более 3п/ 4 вершины в каждом из этих двух подмножеств.^[6][7]

Этот метод приводит к рандомизированный алгоритм который находит такой разделитель в линейное время,^[6] и менее практичный детерминированный алгоритм с той же линейной временной границей.^[8] Внимательно проанализировав этот алгоритм, используя известные границы на плотность упаковки из круговые упаковки, можно показать, что разделители размера не более

${ displaystyle { sqrt { frac {2 pi} { sqrt {3}}}} left ({ frac {1 + { sqrt {3}}} {2 { sqrt {2}}}) } + o (1) right) { sqrt {n}} приблизительно 1,84 { sqrt {n}}.}$^[9]

Хотя эта улучшенная граница размера разделителя происходит за счет более неравномерного разделения графа, Спилман и Тенг (1996) утверждают, что он обеспечивает улучшенный постоянный коэффициент во временных рамках для вложенного вскрытия по сравнению с разделителями Алон, Сеймур и Томас (1990). Размер производимых разделителей может быть дополнительно улучшен на практике путем использования неравномерного распределения для произвольных плоскостей резания.^[10]

Стереографическая проекция в Miller et al. Аргументации можно избежать, рассмотрев наименьший круг, содержащий постоянную долю центров дисков, а затем расширив его на константу, выбранную равномерно в диапазоне [1,2]. Легко утверждать, как у Миллера и др., Что диски, пересекающие расширенный круг, образуют действительный разделитель, и что, как ожидается, разделитель имеет правильный размер. Полученные константы несколько хуже.^[11]

Спектральное разделение

Спектральная кластеризация методы, в которых вершины графа группируются по координатам собственные векторы из матрицы полученные из графика, долгое время использовались как эвристика для разбиение графа задачи для неплоских графов.^[12] В качестве Спилман и Тенг (2007) Как показано, спектральная кластеризация также может использоваться для получения альтернативного доказательства ослабленной формы теоремы о планарном сепараторе, которая применяется к планарным графам с ограниченной степенью. В их методе вершины данного плоского графа сортируются по вторым координатам собственные векторы из Матрица лапласа графа, и этот отсортированный порядок разбивается в точке, которая минимизирует отношение количества ребер, вырезанных разбиением, к числу вершин на меньшей стороне разбиения. Как они показывают, каждый плоский граф ограниченной степени имеет такое разбиение, в котором отношение равно O (1 / √п). Хотя это разделение может не быть сбалансированным, повторение разделения в пределах большей из двух сторон и объединение разрезов, образованных при каждом повторении, в конечном итоге приведет к сбалансированному разделу с O (√п) края. Концы этих ребер образуют разделитель размера O (√п).

Разделители кромок

Вариант теоремы о плоском сепараторе включает краевые разделители, небольшие наборы ребер, образующих резать между двумя подмножествами А и B вершин графа. Два набора А и B каждый должен иметь размер не более постоянной доли числа п вершин графа (условно оба множества имеют размер не более 2п/ 3), и каждая вершина графа принадлежит ровно одной из А и B. Разделитель состоит из ребер, имеющих одну конечную точку в А и одна конечная точка в B. Границы размера разделителя краев связаны с степень вершин, а также количество вершин в графе: плоские графы, в которых одна вершина имеет степень п - 1, включая колесные графики и звездные графики, не имеют разделителя ребер с сублинейным числом ребер, потому что любой разделитель ребер должен включать все ребра, соединяющие вершину высокой степени с вершинами на другой стороне разреза. Однако каждый плоский граф с максимальной степенью Δ имеет разделитель ребер размера O (√ (Δп)).^[13]

Простой разделитель циклов в двойственный граф плоского графа образует разделитель ребер в исходном графе.^[14]Применяя теорему о простом разделителе циклов из Газит и Миллер (1990) к двойственному графу данного плоского графа усиливает O (√ (∆п)) оценивают размер разделителя ребер, показывая, что каждый плоский граф имеет разделитель ребер, размер которого пропорционален евклидовой норме его вектора степеней вершин.

Пападимитриу и Сидери (1996) описать алгоритм полиномиального времени для поиска наименьшего разделителя ребер, который разбивает граф грамм на два подграфа равного размера, когда грамм является индуцированный подграф сеточного графа без отверстий или с постоянным количеством отверстий. Однако они предполагают, что проблема в НП-полный для произвольных плоских графов, и они показывают, что сложность проблемы такая же для сеточных графов с произвольным количеством отверстий, как и для произвольных плоских графов.

Нижние границы

Многогранник, образованный заменой каждой из граней икосаэдр сеткой из 100 треугольников, пример построения нижней границы Джиджев (1982)

В √п × √п сетка графа, набор S из s < √п точки могут включать в себя не более s(s - 1) / 2 точки сетки, где максимум достигается расположением S по диагонали возле угла сетки. Следовательно, чтобы сформировать разделитель, разделяющий не менее п/ 3 точек из оставшейся сетки, s должно быть не менее √ (2п/ 3), примерно 0,82√п.

Существуют п-вершинные планарные графы (для сколь угодно больших значений п) такая, что для каждого разделителя S который разбивает оставшийся граф на подграфы не более 2п/ 3 вершины, S имеет не менее √ (4π√3) √п вершины, примерно 1.56√п.^[2] Построение предполагает аппроксимацию сфера по выпуклый многогранник, заменяя каждую грань многогранника треугольной сеткой и применяя изопериметрические теоремы для поверхности сферы.

Иерархии разделителей

Разделители могут быть объединены в иерархия разделителей планарного графа, рекурсивное разложение на более мелкие графы. Иерархия разделителей может быть представлена двоичное дерево в котором корневой узел представляет сам данный граф, а два дочерних узла корня являются корнями рекурсивно построенных иерархий разделителей для индуцированные подграфы сформированный из двух подмножеств А и B разделителя.

Иерархия разделителей этого типа формирует основу для разложение дерева данного графа, в котором набор вершин, связанных с каждым узлом дерева, представляет собой объединение разделителей на пути от этого узла к корню дерева. Поскольку размеры графов уменьшаются на постоянный коэффициент на каждом уровне дерева, верхние границы размеров разделителей также уменьшаются на постоянный коэффициент на каждом уровне, поэтому размеры разделителей на этих путях складываются в а геометрическая серия до O (√п). То есть образованный таким образом разделитель имеет ширину O (√п), и может использоваться, чтобы показать, что каждый планарный граф имеет ширина дерева O (√п).

Непосредственное построение иерархии разделителей путем обхода двоичного дерева сверху вниз и применения алгоритма планарного разделителя в линейном времени к каждому из индуцированных подграфов, связанных с каждым узлом двоичного дерева, потребует в общей сложности O (п бревноп) время. Тем не менее, можно построить всю иерархию разделителей за линейное время, используя подход Липтона – Тарьяна с расслоением в ширину и используя соответствующие структуры данных для выполнения каждого шага разбиения за сублинейное время.^[15]

Если один формирует связанный тип иерархии на основе разделения вместо разделителей, в котором два дочерних элемента корневого узла являются корнями рекурсивно построенных иерархий для двух подграфов грамм₁ и грамм₂ разделения данного графа, то общая структура образует разложение по ветвям вместо разложения дерева. Ширина любого разделения в этом разложении опять же ограничена суммой размеров разделителей на пути от любого узла к корню иерархии, поэтому любое разложение ветвей, сформированное таким образом, имеет ширину O (√п) и любой планарный граф имеет ширина ветки O (√п). Хотя многие другие связанные проблемы разбиения графа НП-полный даже для плоских графов можно найти разложение ветвей минимальной ширины плоского графа за полиномиальное время.^[16]

Применяя методы Алон, Сеймур и Томас (1994) более непосредственно при построении разложений по ветвям, Фомин и Тиликос (2006a) показать, что каждый плоский граф имеет ширину ветвления не более 2,12√п, с той же константой, что и в теореме о простом разделителе цикла Алона и др. Поскольку ширина дерева любого графа составляет не более 3/2 его ширины ветвления, это также показывает, что планарные графы имеют ширину дерева не более 3,18√п.

Другие классы графов

Немного разреженные графики не имеют разделителей сублинейного размера: в график расширителя, при удалении до постоянной части вершин остается только один компонент связности.^[17]

Возможно, самая ранняя известная теорема о разделителе является результатом Иордания (1869) что любой дерево можно разбить на поддеревья не более чем п/ 2 вершины путем удаления одной вершины.^[6] В частности, вершина, которая минимизирует максимальный размер компонента, обладает этим свойством, поскольку в противном случае ее сосед в уникальном большом поддереве сформировал бы еще лучший раздел. Применяя ту же технику к разложение дерева произвольного графа, можно показать, что любой граф имеет разделитель размером не более, чем его ширина дерева.

Если график грамм не плоский, но может быть встроенный на поверхности род грамм, то у него есть разделитель с O ((gn)^1/2) вершины. Гилберт, Хатчинсон и Тарджан (1984) докажите это, используя подход, аналогичный подходу Липтон и Тарьян (1979). Они группируют вершины графа на уровни в ширину и находят два уровня, удаление которых оставляет не более одного большого компонента, состоящего из небольшого числа уровней. Этот оставшийся компонент можно сделать плоским, удалив ряд путей в ширину, пропорциональных роду, после чего метод Липтона – Тарьяна может быть применен к оставшемуся планарному графу. Результат следует из тщательного уравновешивания размера удаляемых двух уровней с количеством уровней между ними. Если вложение графа задано как часть ввода, его разделитель можно найти в линейное время. Графики родов грамм также имеют разделители краев размера O ((граммΔп)^1/2).^[18]

Графы ограниченного рода образуют пример семейства графов, замкнутых относительно операции взятия несовершеннолетние, и теоремы о разделителях также применимы к произвольным семействам минорно-замкнутых графов. В частности, если семейство графов имеет запрещенный несовершеннолетний с час вершин, то у него есть разделитель с O (час√п) вершин, и такой разделитель может быть найден за время O (п^{1 + ε}) для любого ε> 0.^[19]

Граф пересечений дисков с не более чем k = 5 дисков, покрывающих любую точку плоскости

Метод разделителя кругов Miller et al. (1997) обобщается на графы пересечений любой системы d-мерные шары со свойством покрывать любую точку пространства не более чем некоторым постоянным числом k мячей, чтобы k-графы ближайших соседей в d размеры,^[6] и графам, возникающим из сетки конечных элементов.^[20] Построенные таким образом разделители сфер разбивают входной граф на подграфы не более п(d + 1)/(d + 2) вершины. Размер разделителей для kграфов пересечений шаров и для k-графов ближайших соседей O (k^1/dп^1 − 1/d).^[6]

Приложения

Алгоритмы разделяй и властвуй

Декомпозиции сепаратора могут быть полезны при проектировании эффективных разделяй и властвуй алгоритмы для решения задач на плоских графах. Например, одна проблема, которую можно решить таким образом, - это найти самый короткий цикл в взвешенном плоском орграфе. Это можно решить, выполнив следующие действия:

• Разбить данный граф грамм на три подмножества S, А, B согласно теореме о плоском сепараторе
• Рекурсивный поиск кратчайших циклов в А и B
• Использовать Алгоритм Дейкстры найти, для каждого s в S, самый короткий цикл через s в грамм.
• Вернуть самый короткий из циклов, найденных вышеупомянутыми шагами.

Время для двух рекурсивных вызовов А и B в этом алгоритме преобладает время выполнения O (√п) вызывает алгоритм Дейкстры, поэтому этот алгоритм находит кратчайший цикл в O (п^3/2 бревноп) время.

Более быстрый алгоритм для той же задачи кратчайшего цикла, работающий за время O (п бревно³п), был дан Вульф-Нильсен (2009). Его алгоритм использует ту же структуру разделения и владения на основе разделителей, но использует простые разделители циклов, а не произвольные разделители, так что вершины S принадлежат одной грани графов внутри и вне разделителя циклов. Затем он заменяет O (√п) отдельные вызовы алгоритма Дейкстры с более сложными алгоритмами для поиска кратчайших путей из всех вершин на одной грани плоского графа и для объединения расстояний от двух подграфов. Для взвешенных, но неориентированных планарных графов кратчайший цикл эквивалентен минимальный разрез в двойственный граф и находится в O (п журнал журналп) время,^[21] и кратчайший цикл в невзвешенном неориентированном плоском графе (его обхват ) можно найти за время O (п).^[22] (Однако более быстрый алгоритм для невзвешенных графов не основан на теореме о разделителе.)

Фредериксон предложил другой более быстрый алгоритм поиска кратчайших путей из одного источника, реализовав теорему о разделителе в планарных графах в 1986 году.^[23] Это усовершенствование алгоритма Дейкстры с итеративный поиск по тщательно отобранному подмножеству вершин. Эта версия занимает O (п √ (журнал п)) раз в п-вершинный граф. Разделители используются, чтобы найти разделение графа, то есть разделение набора ребер на два или более подмножества, называемых регионами. Говорят, что узел содержится в области, если некоторый край области инцидентен узлу. Узел, содержащийся в более чем одной области, называется граничным узлом областей, в которых он находится. В методе используется понятие р-разделение п-узловой граф, представляющий собой разбиение графа на O (п/р) областей, каждая из которых содержит O (р) узлов, включая O (√р) граничные узлы. Фредериксон показал, что р-разбиение можно найти в O (п бревно п) время по рекурсивный Применение теоремы о сепараторе.

Набросок его алгоритма решения проблемы выглядит следующим образом.

1. Фаза предварительной обработки: разделите граф на тщательно отобранные подмножества вершин и определите кратчайшие пути между всеми парами вершин в этих подмножествах, где промежуточные вершины на этом пути не входят в подмножество. На этом этапе требуется планарный граф грамм₀ быть преобразованным в грамм без вершины степени выше 3. Из следствия Эйлер по формуле число вершин в получившемся графе будет п ≤ 6п₀ -12, где п₀ это количество вершин в грамм₀ . Эта фаза также обеспечивает следующие свойства подходящего р-разделение. Подходящий р-разбиением плоского графа называется р-division такое, что,

• каждая граничная вершина содержится не более чем в трех областях, и
• любая несвязная область состоит из компонентов связности, граничные вершины которых имеют один и тот же набор из одной или двух связанных областей.

2. Фаза поиска:

• Основная тяга: найдите кратчайшие расстояния от источника до каждой вершины в подмножестве. Когда вершина v в подмножестве закрыто, d(ш) необходимо обновить для всех вершин ш в подмножестве таких, что существует путь из v к ш.
• Зачистка: Определите кратчайшие расстояния до каждой оставшейся вершины.

Henzinger et. al. расширенный Фредериксон р-разбиения для алгоритма кратчайшего пути с одним источником в планарных графах для неотрицательных длин ребер и предложил линейное время алгоритм.^[24] Их метод обобщает понятие Фредериксона о делениях графов, так что теперь (р,s) -разделение п-узловой граф - деление на O (п/р) регионов, каждая из которых содержит р^{{O (1)}} узлов, каждый из которых имеет не более s граничные узлы. Если (р, s) -разбиение многократно делится на более мелкие области, что называется рекурсивным делением. Этот алгоритм использует приблизительно лог *п уровни отделов. Рекурсивное деление представлено укоренившееся дерево чьи листья помечены разными краями грамм. Корень дерево представляет собой область, состоящую из полныхграмм, дочерние элементы корня представляют собой подобласти, на которые разделена эта область, и так далее. Каждый лист (атомная область) представляет собой область, содержащую ровно один край.

Вложенное рассечение это разделитель, основанный на разделении и победе, вариация Гауссово исключение для решения редкий симметричный системы линейных уравнений с плоской структурой графа, например, возникающие из метод конечных элементов. Он включает в себя поиск разделителя для графа, описывающего систему уравнений, рекурсивное удаление переменных в двух подзадачах, отделенных друг от друга разделителем, а затем удаление переменных в разделителе.^[3] Заполнение этого метода (количество ненулевых коэффициентов полученного Разложение Холецкого матрицы) равно O (п бревноп),^[25] позволяя этому методу быть конкурентоспособным с итерационные методы для тех же проблем.^[3]

Кляйн, Мозес и Вейманн ^[26] дал O (п бревно² п) -время, алгоритм линейного пространства для нахождения кратчайшего пути от s ко всем узлам ориентированного плоского графа с положительной и отрицательной длиной дуги, не содержащего отрицательных циклов. Их алгоритм использует планарные разделители графов, чтобы найти Кривая Иордании C который проходит через O (√п) узлов (а не дуг) такие, что между п/ 3 и 2п/ 3 узла заключены в C. Узлы, через которые C пропуски граница узлы. Исходный график грамм разделен на два подграфа грамм₀ и грамм₁ разрезая плоское вложение вдоль C и дублирование граничных узлов. За я = 0 и 1, в грамм_я граничные узлы лежат на границе одной грани F_я .

Обзор их подхода приведен ниже.

• Рекурсивный вызов: на первом этапе рекурсивно вычисляются расстояния от р в грамм_я за я = 0, 1.
• Внутричастные границы-расстояния: для каждого графика грамм _я вычислить все расстояния в G_я между граничными узлами. Это займет O (п бревно п) время.
• Межсекционные расстояния между частями от одного источника: кратчайший путь в грамм проходит туда и обратно между G₀ и G₁ вычислить расстояния в грамм из р ко всем граничным узлам. Чередующиеся итерации используют все-граничные расстояния в $ G₀ и $ G₁ . Количество итераций O (√п), поэтому общее время для этого этапа составляет O (п α (п)) где α (n) - обратная Функция Аккермана.
• Расстояния между частями от одного источника: используются расстояния, вычисленные на предыдущих этапах, вместе с вычислением Дейкстры в модифицированной версии каждого G_я , чтобы вычислить расстояния в грамм из р ко всем узлам. Этот этап занимает O (п бревно п) время.
• Корректировка расстояний от одного источника: расстояния от р в грамм преобразуются в неотрицательные длины, и снова алгоритм Дейкстры используется для вычисления расстояний от s. Этот этап требует O (п бревно п) время.

Важной частью этого алгоритма является использование функций цены и уменьшенной длины. Для ориентированного графа грамм с длинами дуги ι (·) функция цены - это функция φ из узлов грамм к действительные числа. Для дуги УФ, приведенная длина относительно φ равна ιφ (УФ) = ι (УФ) + φ (ты) - φ (v). Возможная функция цены - это функция цены, которая индуцирует неотрицательные уменьшенные длины на всех дугах грамм. Это полезно для преобразования задачи поиска кратчайшего пути, включающей положительные и отрицательные длины, в задачу, включающую только неотрицательные длины, которая затем может быть решена с использованием алгоритма Дейкстры.

Парадигма «разделяй и властвуй», основанная на разделителях, также использовалась для разработки структуры данных за алгоритмы динамического графа^[27] и точка расположения,^[28] алгоритмы для триангуляция многоугольника,^[15] кратчайшие пути,^[29] и строительство графы ближайшего соседа,^[30] и аппроксимационные алгоритмы для максимальный независимый набор планарного графа.^[28]

Точное решение NP-сложных задач оптимизации

Используя динамическое программирование на разложение дерева или же разложение по ветвям плоского графа, многие NP-жесткий задачи оптимизации могут быть решены за время экспоненциально в √п или √п бревноп. Например, границы этого вида известны тем, что находят максимальные независимые множества, Деревья Штейнера, и Гамильтоновы циклы, а для решения задача коммивояжера на планарных графах.^[31] Аналогичные методы с использованием теорем о разделителях для геометрических графов могут быть использованы для решения евклидовой задачи коммивояжера и Дерево Штейнера задачи построения в рамках одного вида.^[32]

За параметризованный проблемы, которые допускают ядро который сохраняет планарность и сокращает входной граф до ядра размера, линейного по входному параметру, этот подход можно использовать для проектирования управляемый с фиксированными параметрами алгоритмы, время работы которых полиномиально зависит от размера входного графа и экспоненциально от √k, куда k - параметр алгоритма. Например, временные рамки этой формы известны для нахождения вершинные крышки и доминирующие наборы размера k.^[33]

Алгоритмы аппроксимации

Липтон и Тарьян (1980) заметил, что теорема о сепараторе может быть использована для получения схемы полиномиальной аппроксимации за NP-жесткий проблемы оптимизации на плоских графах, такие как поиск максимальный независимый набор. В частности, усекая иерархию разделителей на соответствующем уровне, можно найти разделитель размера O (п/ √logп) удаление которых разбивает граф на подграфы размера c бревноп, для любой постоянной c. Посредством теорема о четырех цветах, существует независимый набор размером не менее п/ 4, поэтому удаленные узлы составляют незначительную часть максимального независимого множества, а максимальные независимые множества в оставшихся подграфах могут быть найдены независимо во времени экспоненциально по их размеру. Объединив этот подход с более поздними методами линейного времени для построения иерархии разделителей^[15] и с поиском по таблице, чтобы разделить вычисление независимых наборов между изоморфный подграфов, можно создать независимые наборы размера с коэффициентом 1 - O (1 / √logп) оптимального, за линейное время. Однако для коэффициенты аппроксимации даже ближе к 1, чем этот коэффициент, более поздний подход Бейкер (1994) (основанный на древовидной декомпозиции, но не на планарных разделителях) обеспечивает лучший компромисс между временем и качеством аппроксимации.

Подобные схемы аппроксимации на основе разделителей также использовались для аппроксимации других сложных задач, таких как крышка вершины.^[34] Arora et al. (1998) используйте разделители по-другому, чтобы приблизить задача коммивояжера для кратчайший путь метрика на взвешенных планарных графах; их алгоритм использует динамическое программирование, чтобы найти кратчайший тур, который на каждом уровне иерархии разделителей пересекает разделитель ограниченное количество раз, и они показывают, что по мере увеличения границы пересечения построенные таким образом маршруты имеют длину, приближающуюся к оптимальной. тур.

Сжатие графика

Сепараторы использовались в составе Сжатие данных алгоритмы для представления плоских графов и других разделимых графов с использованием небольшого количества битов. Основной принцип этих алгоритмов - выбор числа k и многократно разбить данный планарный граф с помощью разделителей на O (п/k) подграфы размером не более k, с O (п/√k) вершины в разделителях. При соответствующем выборе k (не более чем пропорционально логарифм из п) количество неизоморфный k-vertex planar subgraphs is significantly less than the number of subgraphs in the decomposition, so the graph can be compressed by constructing a table of all the possible non-isomorphic subgraphs and representing each subgraph in the separator decomposition by its index into the table. The remainder of the graph, formed by the separator vertices, may be represented explicitly or by using a recursive version of the same data structure. Using this method, planar graphs and many more restricted families of graphs may be encoded using a number of bits that is information-theoretically optimal: if there are п_п п-vertex graphs in the family of graphs to be represented, then an individual graph in the family can be represented using only (1 + o(п))log₂п_п биты.^[35] It is also possible to construct representations of this type in which one may test adjacency between vertices, determine the degree of a vertex, and list neighbors of vertices in constant time per query, by augmenting the table of subgraphs with additional tabular information representing the answers to the queries.^[36][37]

Universal graphs

А universal graph for a family F of graphs is a graph that contains every member of F as a subgraphs. Separators can be used to show that the п-vertex planar graphs have universal graphs with п vertices and O(п^3/2) edges.^[38]

The construction involves a strengthened form of the separator theorem in which the size of the three subsets of vertices in the separator does not depend on the graph structure: there exists a number c, the magnitude of which at most a constant times √п, such that the vertices of every п-vertex planar graph can be separated into subsets А, S, и B, with no edges from А к B, с |S| = c, and with |А| = |B| = (п − c) / 2. This may be shown by using the usual form of the separator theorem repeatedly to partition the graph until all the components of the partition can be arranged into two subsets of fewer than п/2 vertices, and then moving vertices from these subsets into the separator as necessary until it has the given size.

Once a separator theorem of this type is shown, it can be used to produce a separator hierarchy for п-vertex planar graphs that again does not depend on the graph structure: the tree-decomposition formed from this hierarchy has width O(√п) and can be used for any planar graph. The set of all pairs of vertices in this tree-decomposition that both belong to a common node of the tree-decomposition forms a trivially perfect graph with O(п^3/2) vertices that contains every п-vertex planar graph as a subgraph. A similar construction shows that bounded-degree planar graphs have universal graphs with O(п бревноп) edges, where the constant hidden in the O notation depends on the degree bound. Any universal graph for planar graphs (or even for trees of unbounded degree) must have Ω(п бревноп) edges, but it remains unknown whether this lower bound or the O(п^3/2) upper bound is tight for universal graphs for arbitrary planar graphs.^[38]

Смотрите также

• Vertex separator
• Geometric separator

Примечания

Рекомендации