Treewidth - Википедия - Treewidth

В теория графов, то ширина дерева неориентированного графа - это число, связанное с графом. Ширина дерева может быть определена несколькими эквивалентными способами: размер самой большой вершины, установленной в разложение дерева графика, размер наибольшего клика в хордовое завершение графа максимальный порядок убежище описание стратегии для преследование-уклонение игра на графике, или максимальный порядок ежевика, набор связанных подграфов, которые соприкасаются друг с другом.

Treewidth обычно используется как параметр в параметризованная сложность анализ графика алгоритмы. Графики с шириной не более k также называются частичный k-деревья; многие другие хорошо изученные семейства графов также имеют ограниченную древесную ширину.

Концепция ширины дерева была первоначально введена Умберто Бертеле и Франческо Бриоски (1972 ) под именем измерение. Позже он был заново открыт Рудольф Халин  (1976 ), на основе свойств, которые он разделяет с другим параметром графика, Число Хадвигера. Позже его снова открыли Нил Робертсон и Пол Сеймур  (1984 ) и с тех пор изучается многими другими авторами.^[1]

Определение

Граф с восемью вершинами и его древовидное разложение на дерево с шестью вершинами. Каждое ребро графа соединяет две вершины, перечисленные вместе в некотором узле дерева, и каждая вершина графа указана в узлах непрерывного поддерева дерева. Каждый узел дерева содержит не более трех вершин, поэтому ширина этого разбиения равна двум.

А разложение дерева графа грамм = (V, E) - дерево, Т, с узлами Икс₁, ..., Икс_п, где каждый Икс_я это подмножество V, удовлетворяющий следующим свойствам^[2] (период, термин узел используется для обозначения вершины Т чтобы избежать путаницы с вершинами грамм):

1. Объединение всех множеств Икс_я равно V. То есть каждая вершина графа содержится как минимум в одном узле дерева.
2. Если Икс_я и Икс_j оба содержат вершину v, то все узлы Икс_k из Т на (уникальном) пути между Икс_я и Икс_j содержать v также. Эквивалентно узлы дерева, содержащие вершину v сформировать связное поддерево Т.
3. Для каждого ребра (v, ш) в графе существует подмножество Икс_я который содержит оба v и ш. То есть вершины смежны в графе только тогда, когда соответствующие поддеревья имеют общий узел.

В ширина разложения дерева - это размер его наибольшего множества Икс_я минус один. В ширина дерева tw (грамм) графа грамм минимальная ширина среди всех возможных древовидных разложений грамм. В этом определении размер самого большого набора уменьшается на единицу, чтобы сделать ширину дерева равной единице.

Эквивалентно, ширина дерева грамм на единицу меньше размера самого большого клика в хордовый граф содержащий грамм с самым маленьким номер клики. Хордовый граф с таким размером клики может быть получен добавлением к грамм ребро между каждыми двумя вершинами, обе принадлежащие хотя бы одному из множеств Икс_я.

Ширина дерева также может быть охарактеризована с точки зрения убежища, функции, описывающие стратегию уклонения для определенного преследование-уклонение игра определена на графе. График грамм имеет ширину дерева k тогда и только тогда, когда в нем есть убежище порядка k + 1 но не высшего порядка, где гавань порядка k + 1 это функция β который отображает каждый набор Икс не более k вершины в грамм в один из связанных компонентов грамм \ Икс и это подчиняется монотонность собственность, которая β(Y) ⊆ β(Икс) в любое время Икс ⊆ Y.

А ежевика четвертого порядка в сеточном графе 3 × 3, наличие которого показывает, что граф имеет ширину дерева не менее 3

Подобную характеристику можно также сделать с помощью ежевики, семейства связанных подграфов, которые все касаются друг друга (что означает, что они либо имеют общую вершину, либо соединены ребром).^[3] Порядок ежевики самый мелкий ударная установка для семейства подграфов, а ширина дерева графа на единицу меньше максимального порядка ежевики.

Примеры

Каждый полный график K_п имеет ширину дерева п - 1. Это легче всего увидеть, используя определение ширины дерева в терминах хордовых графов: полный граф уже является хордовым, и добавление дополнительных ребер не может уменьшить размер его наибольшей клики.

Связный граф с минимум двумя вершинами имеет ширину дерева 1 тогда и только тогда, когда это дерево. Дерево имеет древовидную ширину, равную единице, по тем же соображениям, что и для полных графов (а именно, оно хордовое и имеет максимальный размер клики два). И наоборот, если в графе есть цикл, то каждый хордовое завершение графа включает хотя бы один треугольник, состоящий из трех последовательных вершин цикла, из чего следует, что его ширина дерева не менее двух.

Ограниченная ширина дерева

Семейства графов с ограниченной шириной дерева

Для любой фиксированной постоянной k, графики с шириной не более k называются частичный k-деревья. Другие семейства графов с ограниченной древесной шириной включают кактус графики, псевдолеса, последовательно-параллельные графы, внешнепланарные графы, Графики Халина, и Аполлонические сети.^[4] В графики потока управления возникающий в сборник из структурированные программы также имеют ограниченную ширину дерева, что позволяет выполнять определенные задачи, такие как распределение регистров быть эффективно на них.^[5]

В планарные графы не имеют ограниченной ширины дерева, потому что п × п сетка графика плоский граф с шириной в точности п. Следовательно, если F это семейство минорных замкнутых графов с ограниченной шириной дерева он не может включать все плоские графы. И наоборот, если какой-то плоский граф не может быть второстепенным для графов семейства F, то существует постоянная k такие, что все графики в F иметь ширину не более k. То есть следующие три условия эквивалентны друг другу:^[6]

1. F является минорно-замкнутым семейством графов с ограниченной шириной дерева;
2. Один из конечного числа запрещенных несовершеннолетних, характеризующих F плоский;
3. F семейство минорно-замкнутых графов, которое не включает все плоские графы.

Запрещенные несовершеннолетние

Четыре запрещенных несовершеннолетних для ширины дерева 3: K₅ (вверху слева), график октаэдра (внизу слева), график Вагнера (вверху справа) и график пятиугольной призмы (внизу справа)

Для любого конечного значения k, графики с шириной не более k может характеризоваться конечным набором запрещенные несовершеннолетние. (То есть любой график ширины дерева>k включает один из графов в наборе как минор.) Каждый из этих наборов запрещенных миноров включает как минимум один планарный граф.

• За k = 1, единственный запрещенный минор - это 3-вершина график цикла.^[7]
• За k = 2 единственным запрещенным минором является 4-вершина полный график K₄.^[7]
• За k = 3, есть четыре запрещенных несовершеннолетних: K₅, график октаэдр, то пятиугольник призматический график, а График Вагнера. Из них два многогранные графы плоские.^[8]

Для больших значений k, количество запрещенных миноров растет по крайней мере так же быстро, как экспонента квадратного корня изk.^[9] Однако известные верхние границы размера и количества запрещенных миноров намного выше этой нижней границы.^[10]

Алгоритмы

Вычисление ширины дерева

NP-полный, чтобы определить, грамм имеет ширину дерева не более заданной переменной k.^[11]Однако когда k - любая фиксированная константа, графики с шириной дерева k можно распознать, а ширина k построенное для них разложение дерева за линейное время.^[12] Временная зависимость этого алгоритма от k экспоненциально.

Из-за роли, которую играет ширина дерева в огромном количестве полей, были разработаны различные практические и теоретические алгоритмы вычисления ширины дерева графа. В зависимости от используемого приложения можно предпочесть лучший коэффициент аппроксимации или лучшую зависимость времени выполнения от размера ввода или ширины дерева. В таблице ниже представлен обзор некоторых алгоритмов ширины дерева. Здесь ${ displaystyle k}$ это ширина дерева и ${ displaystyle n}$ это количество вершин входного графа ${ displaystyle G}$.Каждый из алгоритмов выводит вовремя ${ Displaystyle е (к) CDOT г (п)}$ разложение по ширине, указанное в столбце приближения. Например, алгоритм Бодлендер (1996) во время ${ Displaystyle О (к ^ {О (к ^ {3})}) CDOT п}$ либо строит древовидную декомпозицию входного графа ${ displaystyle G}$ ширины не более ${ displaystyle k}$ или сообщает, что ширина ${ displaystyle G}$ больше чем${ displaystyle k}$. Аналогично алгоритм Bodlaender et al. (2016) во время ${ Displaystyle 2 ^ {О (К)} CDOT п}$ либо строит древовидную декомпозицию входного графа ${ displaystyle G}$ ширины не более ${ displaystyle 5k + 4}$ или сообщает, что ширина дерева ${ displaystyle G}$ больше чем${ displaystyle k}$.

Приближение	f (k)	г (п)	ссылка
точный	${ displaystyle O (1)}$	${ Displaystyle О (п ^ {к + 2})}$	Арнборг, Корнейл и Проскуровски (1987)
${ displaystyle 4k + 3}$	${ displaystyle O (3 ^ {3k})}$	${ Displaystyle О (п ^ {2})}$	Робертсон и Сеймур (1995)
точный	${ Displaystyle к ^ {О (к ^ {3})}}$	${ Displaystyle О (п)}$	Бодлендер (1996)
${ Displaystyle О (к cdot { sqrt { log k}})}$	${ Displaystyle O (1)}$	${ Displaystyle п ^ {О (1)}}$	Файги, Хаджиагайи и Ли (2008)
точный	${ Displaystyle O (1)}$	${ displaystyle O (1,7347 ^ {n})}$	Фомин, Тодинка и Вилланджер (2015)
${ displaystyle 5k + 4}$	${ Displaystyle 2 ^ {О (к)}}$	${ Displaystyle О (п)}$	Bodlaender et al. (2016)
${ displaystyle k ^ {2}}$	${ Displaystyle О (к ^ {7})}$	${ Displaystyle О (п журнал п)}$	Фомин и др. (2018)

Нерешенная проблема в математике: Может ли ширина дерева планарные графы быть вычисленным за полиномиальное время? (больше нерешенных задач по математике)

Неизвестно, определяет ли ширина дерева планарные графы является NP-полным, или их ширина дерева может быть вычислена за полиномиальное время.^[13]

На практике алгоритм Шойхет и Гейгер (1997) может определять ширину дерева графов до 100 вершин и ширину дерева до 11, находя хордальное завершение этих графов с оптимальной шириной дерева.

Решение других задач на графах малой ширины дерева

В начале 1970-х годов было замечено, что большой класс задач комбинаторной оптимизации, определенных на графах, может быть эффективно решен непоследовательными методами. динамическое программирование пока граф имел ограниченный измерение,^[14] параметр, эквивалентный ширине дерева Бодлендер (1998). Позже несколько авторов независимо наблюдали в конце 1980-х гг.^[15] столько алгоритмических проблем, которые НП-полный для произвольных графов может быть эффективно решена динамическое программирование для графов с ограниченной древесной шириной, используя древовидные разложения этих графов.

Например, проблема раскраска график ширины дерева k можно решить с помощью динамическое программирование алгоритм на древовидной декомпозиции графа. Для каждого набора Икс_я разложения дерева, и каждый раздел вершин Икс_я в классы цвета, алгоритм определяет, является ли эта раскраска допустимой и может ли быть расширена на все узлы-потомки в разложении дерева, путем объединения информации аналогичного типа, вычисленной и сохраненной в этих узлах. Полученный алгоритм находит оптимальную раскраску п-вершинный график во времени О(k^k + О(1)п), ограничение по времени, которое делает эту проблему управляемый с фиксированными параметрами.

Теорема Курселя

Для большого класса задач существует алгоритм линейного времени для решения задачи из класса, если разложение по дереву с постоянной ограниченной шириной дерева. Конкретно, Теорема Курселя^[16][17] заявить, что если проблема с графом может быть выражена в логика графиков с помощью монадическая логика второго порядка, то ее можно решить за линейное время на графах с ограниченной шириной дерева. Монадическая логика второго порядка - это язык для описания свойств графа, который использует следующие конструкции: логические операции (${ Displaystyle клин, vee, neg, Rightarrow}$), тесты на членство (например, ${ displaystyle e in E, v in V}$), квантификации по вершинам, ребрам, наборам вершин, наборам ребер (например, ${ displaystyle forall}$ ${ displaystyle v in V}$, ${ Displaystyle существует}$ ${ displaystyle e in E}$, ${ Displaystyle существует}$ ${ displaystyle I substeq V}$, ${ displaystyle forall}$ ${ displaystyle F substeq E}$), тесты на смежность (ты конечная точка е) и некоторые расширения, которые позволяют выполнять такие операции, как оптимизация.

Рассмотрим, например, 3-раскраска для графиков. Для графика ${ Displaystyle G = (V, E)}$, эта задача спрашивает, можно ли присвоить каждой вершине ${ displaystyle v in V}$ один из трех цветов, так что никаким двум соседним вершинам не назначается один и тот же цвет. Эту проблему можно выразить в монадической логике второго порядка следующим образом:

${ displaystyle exists W_ {1} substeq V: exists W_ {2} substeq V: exists W_ {3} substeq V: forall v in V: (v in W_ {1} vee v in W_ {2} vee v in W_ {3}) wedge}$

${ Displaystyle forall v in V: forall w in V: (v, w) in E Rightarrow ( neg (v in W_ {1} wedge w in W_ {1}) клин neg (v in W_ {2} wedge w in W_ {2}) wedge neg (v in W_ {3} wedge w in W_ {3}))}$,

куда ${ displaystyle W_ {1}, W_ {2}, W_ {3}}$ представляют собой подмножества вершин, имеющих каждый из 3 цветов. Следовательно, по результатам Курселя, проблема 3-раскраски может быть решена за линейное время для графа, заданного древовидным разложением с ограниченной постоянной шириной дерева.

Связанные параметры

Ширина пути

В ширина пути графа имеет очень похожее определение ширины дерева через разложение дерева, но ограничивается разложением дерева, в котором лежащее в основе дерево разложения является граф путей. В качестве альтернативы, ширина пути может быть определена из интервальные графики аналогично определению ширины дерева из хордовых графов. Как следствие, ширина пути графа всегда по крайней мере равна его ширине дерева, но она может быть больше только на логарифмический коэффициент.^[4] Другой параметр, полоса пропускания графика, имеет аналогичное определение из правильные интервальные графики, и по крайней мере такой же большой, как ширина пути. Другие связанные параметры включают глубина дерева, число, которое ограничено для семейства минорно-замкнутых графов тогда и только тогда, когда семейство исключает путь, а вырождение, мера разреженности графа, которая не более чем равна его ширине дерева.

Младший размер сетки

Поскольку ширина дерева п × п сетка графика является п, ширина дерева графа грамм всегда больше или равен размеру самой большой квадратной сетки незначительный из грамм. В другом направлении малая теорема о сетке к Робертсон и Сеймур показывает, что существует функция ж такая, что ширина дерева не превышает ж(р) куда р - это размер наибольшего второстепенного квадрата сетки.^[18] Лучшие границы, известные на ж это что ж должно быть не меньше Ω (р^d) для некоторой фиксированной постоянной d> 0 и не более O (√р/бревно р).^[19] Более точные границы известны для семейств ограниченных графов, что приводит к эффективным алгоритмам для многих задач оптимизации графов для этих семейств с помощью теории двумерность.^[20]Сеточная теорема Халина обеспечивает аналог отношения между шириной дерева и второстепенным размером сетки для бесконечных графов.^[21]

Диаметр и местная ширина дерева

Семья F графов, замкнутых относительно взятия подграфов, имеет ограниченная ширина местного дерева, или диаметр-дерево свойство, если ширина дерева графов семейства равна ограниченный сверху функцией их диаметр. Если класс также предполагается замкнутым при взятии несовершеннолетние, тогда F имеет ограниченную локальную ширину дерева тогда и только тогда, когда один из запрещенные несовершеннолетние за F является вершина графика.^[22] Первоначальные доказательства этого результата показали, что ширина дерева в семействе графов без минорных вершин растет не более чем вдвое экспоненциально как функция диаметра;^[23] позже это было сокращено до однократно экспоненциального^[20] и, наконец, к линейной оценке.^[24]Ограниченная локальная ширина дерева тесно связана с алгоритмической теорией двумерность,^[25] и каждое свойство графа, определяемое в логике первого порядка, может быть определено для семейства графов без апекс-минор за время, которое лишь немного сверхлинейно.^[26]

Также возможно, что класс графов, не замкнутый относительно миноров, имеет ограниченную локальную ширину дерева. В частности, это тривиально верно для класса графов с ограниченной степенью, поскольку подграфы с ограниченным диаметром имеют ограниченный размер. Другой пример дается 1-планарные графы, графы, которые можно нарисовать на плоскости с одним пересечением на ребро, и, в более общем смысле, для графов, которые могут быть нарисованы на поверхности ограниченного рода с ограниченным числом пересечений на ребро. Как и в случае семейств минорно-замкнутых графов с ограниченной локальной шириной дерева, это свойство указывает путь к эффективным алгоритмам аппроксимации для этих графов.^[27]

Число Хадвигера и S-функции

Халин (1976) определяет класс параметров графа, который он называет S-функции, включая ширину дерева. Эти функции от графиков до целых чисел должны быть равны нулю на графы без ребер, быть минорно-монотонный (функция ж называется "минорно-монотонным", если, когда ЧАС является несовершеннолетним грамм, у каждого есть f (H) ≤ f (G)), чтобы увеличиваться на единицу, когда добавляется новая вершина, смежная со всеми предыдущими вершинами, и брать большее значение из двух подграфов по обе стороны от клика разделитель. Набор всех таких функций образует полная решетка при операциях поэлементной минимизации и максимизации. Верхний элемент в этой решетке - это ширина дерева, а нижний элемент - это Число Хадвигера, размер самого большого полный незначительный в данном графике.

Примечания

Рекомендации