Переходное сокращение - Transitive reduction

В математика, а переходная редукция из ориентированный граф D другой ориентированный граф с теми же вершинами и минимальным количеством ребер, так что если существует (направленный) путь из вершины v к вершине ш в D, то в редукции тоже есть такой путь. Переходные сокращения были введены Ахо, Гарей и Ульман (1972), который дал жесткие ограничения на вычислительную сложность их построения.

С технической точки зрения редукция представляет собой ориентированный граф, имеющий такую ​​же достижимость отношение как D. Эквивалентно, D и его транзитивная редукция должна иметь такой же переходное закрытие как друг друга, и его транзитивная редукция должна иметь как можно меньше ребер среди всех графов с этим свойством.

Транзитивная редукция конечного ориентированный ациклический граф (ориентированный граф без ориентированных циклов) единственен и является подграф данного графа. Однако единственность не работает для графов с (направленными) циклами, а для бесконечных графов даже существование не гарантируется.

Тесно связанная концепция минимальный эквивалентный график является подграфом D который имеет такое же отношение достижимости и как можно меньше ребер.[1] Разница в том, что транзитивная редукция не обязательно должна быть подграфом D. Для конечных ориентированных ациклических графов минимальный эквивалентный граф совпадает с транзитивной редукцией. Однако для графов, которые могут содержать циклы, минимальные эквивалентные графы NP-жесткий построить, в то время как транзитивные редукции могут быть построены в полиномиальное время.

Переходную редукцию можно определить для абстрактного бинарное отношение на набор, интерпретируя пары отношения как дуги в ориентированном графе.

В ациклических ориентированных графах

Транзитивная редукция конечного ориентированный граф грамм это граф с наименьшим количеством ребер, которые имеют одинаковые достижимость отношение как исходный граф. То есть, если есть путь из вершины Икс к вершине у в графике грамм, также должен быть путь от Икс к у в переходном сокращении грамм, наоборот. На следующем изображении показаны рисунки графиков, соответствующих нетранзитивному бинарному отношению (слева) и его транзитивной редукции (справа).

Тред-G.svgTred-Gprime.svg

Транзитивная редукция конечного ориентированный ациклический граф грамм уникален и состоит из ребер грамм которые образуют единственный путь между их конечными точками. В частности, это всегда подграф данного графа. По этой причине транзитивная редукция в этом случае совпадает с минимальным эквивалентным графом.

В математической теории бинарные отношения, любое отношение р на съемочной площадке Икс можно рассматривать как ориентированный граф что есть набор Икс в качестве набора вершин и дуги ху для каждого упорядоченная пара элементов, связанных в р. В частности, этот метод позволяет частично упорядоченные наборы переинтерпретировать как ориентированные ациклические графы, в которых есть дуга ху в графе всякий раз, когда есть отношение порядка Икс < у между данной парой элементов частичного порядка. Когда операция транзитивного сокращения применяется к ориентированному ациклическому графу, который был построен таким образом, он генерирует покрывающее отношение частичного порядка, который часто визуально выражается с помощью Диаграмма Хассе.

Транзитивная редукция использовалась в сетях, которые могут быть представлены в виде ориентированных ациклических графов (например, графики цитирования или же сети цитирования ) для выявления структурных различий между сетями.[2]

В графиках с циклами

В конечном графе, имеющем циклы, транзитивная редукция может быть не уникальной: на одном наборе вершин может быть более одного графа, который имеет минимальное количество ребер и имеет то же отношение достижимости, что и данный граф. Кроме того, может случиться так, что ни один из этих минимальных графов не является подграфом данного графа. Тем не менее, легко охарактеризовать минимальные графы с тем же отношением достижимости, что и данный граф. грамм.[3] Если грамм - произвольный ориентированный граф, а ЧАС является графом с минимально возможным числом ребер, имеющих то же отношение достижимости, что и грамм, тогда ЧАС состоит из

  • А направленный цикл для каждого компонент сильной связности из грамм, соединяя вместе вершины в этом компоненте
  • Край ху для каждого края XY переходного сокращения конденсация из грамм, куда Икс и Y две сильно связные компоненты грамм которые связаны ребром в конденсации, Икс любая вершина в компоненте Икс, и у любая вершина в компоненте Y. Конденсация грамм ориентированный ациклический граф, у которого есть вершина для каждой сильно связной компоненты графа грамм и ребро для каждых двух компонентов, которые соединены ребром в грамм. В частности, поскольку он ацикличен, его транзитивная редукция может быть определена, как в предыдущем разделе.

Общее количество ребер в этом типе транзитивной редукции тогда равно количеству ребер в транзитивной редукции сгущения плюс количество вершин в нетривиальных сильно связных компонентах (компонентах с более чем одной вершиной).

Ребра транзитивной редукции, соответствующие ребрам конденсации, всегда можно выбрать в качестве подграфа данного графа грамм. Однако цикл внутри каждого сильно связного компонента может быть выбран только как подграф грамм если этот компонент имеет Гамильтонов цикл, то, что не всегда верно и трудно проверить. Из-за этой трудности это NP-жесткий найти наименьший подграф данного графа грамм с такой же достижимостью (его минимальный эквивалентный граф).[3]

Вычислительная сложность

Как Aho et al. Показать,[3] когда временная сложность алгоритмов графа измеряется только как функция числа п вершин в графе, а не как функция числа ребер, транзитивное замыкание и транзитивное сокращение ориентированных ациклических графов имеют одинаковую сложность. Уже было показано, что переходное замыкание и умножение из Булевы матрицы размера п × п имели одинаковую сложность друг с другом,[4] так что этот результат помещает транзитивную редукцию в тот же класс. Самые быстрые из известных точных алгоритмов умножения матриц по состоянию на 2015 год занимают время O (п2.3729),[5] и это дает самую быструю известную временную оценку в худшем случае для транзитивной редукции плотных графов.

Вычисление сокращения с использованием замыкания

Чтобы доказать, что транзитивная редукция так же проста, как транзитивное замыкание, Ахо и др. полагаться на уже известную эквивалентность с умножением булевых матриц. Они позволяют А быть матрица смежности заданного ориентированного ациклического графа, и B - матрица смежности его транзитивного замыкания (вычисленная с использованием любого стандартного алгоритма транзитивного замыкания). Затем край УФ принадлежит транзитивной редукции тогда и только тогда, когда в строке есть ненулевая запись ты и столбец v матрицы А, и в той же позиции матричного произведения есть нулевой элемент AB. В этой конструкции ненулевые элементы матрицы AB представляют собой пары вершин, соединенных путями длиной два или более.[3]

Вычисление закрытия с использованием редукции

Чтобы доказать, что транзитивная редукция так же сложна, как и транзитивное замыкание, Aho et al. построить из заданного ориентированного ациклического графа грамм другой график ЧАС, в котором каждая вершина грамм заменяется путем из трех вершин, и каждое ребро грамм соответствует ребру в ЧАС соединяя соответствующие средние вершины этих путей. Кроме того, на графике ЧАС, Ахо и др. добавить ребро от начала каждого пути до конца каждого пути. При переходном сокращении ЧАС, есть край от начала пути для ты до конца пути для v, тогда и только тогда, когда край УФ не принадлежит транзитивному замыканию грамм. Следовательно, если транзитивное сокращение ЧАС можно эффективно вычислить, транзитивное замыкание грамм можно прочитать прямо из него.[3]

Вычисление сокращения разреженных графов

При измерении как по количеству п вершин и количество м ребер в ориентированном ациклическом графе транзитивные редукции также могут быть найдены за время O (нм), оценка, которая может быть быстрее, чем методы умножения матриц для разреженные графики. Для этого примените линейное время алгоритм самого длинного пути в данном ориентированном ациклическом графе для каждого возможного выбора начальной вершины. Из вычисленных самых длинных путей оставьте только те, длина которых равна единице (одно ребро); другими словами, оставьте эти края (ты,v), для которого не существует другого пути из ты к v. Это O (нм) временная граница соответствует сложности построения транзитивных замыканий с использованием поиск в глубину или же поиск в ширину найти вершины, достижимые при любом выборе начальной вершины, поэтому снова с этими предположениями транзитивные замыкания и транзитивные редукции могут быть найдены за то же время.

Примечания

  1. ^ Мойлс и Томпсон (1969).
  2. ^ Clough et al. (2015).
  3. ^ а б c d е Ахо, Гарей и Ульман (1972)
  4. ^ Aho et al. Приписывают этот результат неопубликованной рукописи Яна Манро 1971 года и русскоязычной статье 1970 года М. Э. Фурмана.
  5. ^ Ле Галль (2014).

Рекомендации

  • Ахо, А.В.; Гарей, М.; Ульман, Дж. Д. (1972), "Транзитивная редукция ориентированного графа", SIAM Журнал по вычислениям, 1 (2): 131–137, Дои:10.1137/0201008, МИСТЕР  0306032.
  • Clough, J. R .; Gollings, J .; Loach, T. V .; Эванс, Т. С. (2015), "Переходное сокращение сетей цитирования", Журнал сложных сетей, 3 (2): 189–203, arXiv:1310.8224, Дои:10.1093 / comnet / cnu039.
  • Moyles, Dennis M .; Томпсон, Джеральд Л. (1969), "Алгоритм поиска минимального эквивалентного графа орграфа", Журнал ACM, 16 (3): 455–460, Дои:10.1145/321526.321534.
  • Ле Галл, Франсуа (2014), "Степени тензоров и быстрое умножение матриц", Proc. 39-й Международный симпозиум по символьным и алгебраическим вычислениям (ISSAC '14), стр. 296–303, Дои:10.1145/2608628.2608664.

внешняя ссылка