Максимальное количество попарно непересекающихся остовных деревьев в графе с n вершинами — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Алгоритм)
Строка 2: Строка 2:
 
|id = max_spanning_tree                                                                                       
 
|id = max_spanning_tree                                                                                       
 
|statement=Максимальное количество попарно непересекающихся [[Остовные деревья: определения, лемма о безопасном ребре#spanning_tree| остовных деревьев]]  в графе с <tex>n</tex> вершинами равно  <tex> \left \lfloor {\dfrac{n}{2}}\right \rfloor </tex>
 
|statement=Максимальное количество попарно непересекающихся [[Остовные деревья: определения, лемма о безопасном ребре#spanning_tree| остовных деревьев]]  в графе с <tex>n</tex> вершинами равно  <tex> \left \lfloor {\dfrac{n}{2}}\right \rfloor </tex>
|proof =                                                                                                                                                                                                                                                                                                            
+
}}
#Очевидно, что наибольшее количество непересекающихся остовных деревьев может быть только в полном графе из <tex>n</tex> вершин. Количество ребер в таком графе равно <tex> \dfrac{n(n - 1)}{2}</tex>, а в каждом дереве <tex>n -
+
==Доказательство==                                                                                                  
 +
Очевидно, что наибольшее количество непересекающихся остовных деревьев может быть только в полном графе из <tex>n</tex> вершин. Количество ребер в таком графе равно <tex> \dfrac{n(n - 1)}{2}</tex>, а в каждом дереве <tex>n -
 
  1</tex> ребро. Значит, в полном графе мы сможем построить не более <tex> \left \lfloor {\dfrac{n(n - 1)}{2(n - 1)}}\right \rfloor =</tex> <tex dpi = "130">\left \lfloor {\dfrac{n}{2}}\right \rfloor</tex> остовных деревьев.   
 
  1</tex> ребро. Значит, в полном графе мы сможем построить не более <tex> \left \lfloor {\dfrac{n(n - 1)}{2(n - 1)}}\right \rfloor =</tex> <tex dpi = "130">\left \lfloor {\dfrac{n}{2}}\right \rfloor</tex> остовных деревьев.   
}}
+
 
 
==Построение==                                                                                                         
 
==Построение==                                                                                                         
 
===Описание алгоритма===                                                                                                                             
 
===Описание алгоритма===                                                                                                                             

Версия 16:24, 15 декабря 2017

Утверждение:
Максимальное количество попарно непересекающихся остовных деревьев в графе с [math]n[/math] вершинами равно [math] \left \lfloor {\dfrac{n}{2}}\right \rfloor [/math]

Доказательство

Очевидно, что наибольшее количество непересекающихся остовных деревьев может быть только в полном графе из [math]n[/math] вершин. Количество ребер в таком графе равно [math] \dfrac{n(n - 1)}{2}[/math], а в каждом дереве [math]n - 1[/math] ребро. Значит, в полном графе мы сможем построить не более [math] \left \lfloor {\dfrac{n(n - 1)}{2(n - 1)}}\right \rfloor =[/math] [math]\left \lfloor {\dfrac{n}{2}}\right \rfloor[/math] остовных деревьев.

Построение

Описание алгоритма

Расположим вершины на окружности так, чтобы они образовывали правильный многоугольник, и выберем начальную вершину (рис.1). Для [math]\left \lfloor {\dfrac{n}{2}}\right \rfloor[/math] вершин по часовой стрелке, начиная с этой вершины, будем строить остовные деревья. Для [math]i[/math]-ой вершины строим такой путь [math]:[/math][math]V_i V_{i+1} V_{i-1} V_{i+2} V_{i-2}\ldots, [/math] — до тех пор, пока не соединим все вершины. Это и будет остовным деревом. (рис.2-3)

Рис.1 Стрелкой указана начальная вершина
Рис.2 Красным цветом выделено первое построенное остовное дерево
Рис.3 Все остовные деревья

Доказательство корректности

Докажем, что построенные с помощью такого алгоритма остовные деревья будут попарно непересекающимися. Для этого докажем, что никакие ребра не совпадут. Ребра могут совпасть только в том случае, если дуги, на которые эти ребра опираются, будут одинаковой длины. Заметим, что при построении каждого последующего дерева его ребра получаются из поворотов ребер предыдущего на длину [math] \dfrac{l}{n}[/math], где [math]l[/math] — длина окружности. Рассмотрим первое построенное остовное дерево.(рис.3) В нем не более [math]2[/math]-х ребер имеют одинаковую длину дуги (длина дуги у ребра, расположенного на диаметре окружности, не совпадает с длиной дуги любого другого ребра данного остовного дерева). Значит, повороты только этих ребер могут совпасть между собой.

  1. Докажем, что повороты ребра, расположенного на диаметре окружности, не совпадут друг с другом (если [math]n[/math] нечетно, то такого ребра не будет).
    Чтобы хоть какой-то поворот совпал, мы должны повернуть ребро на [math]180 ^{\circ}[/math]. Каждый раз мы поворачиваем ребро на [math]\dfrac{360 ^{\circ}}{n}[/math]. А так как мы поворачиваем ребро [math]\dfrac{n}{2} - 1[/math] раз, то в сумме мы повернем его на
    [math]\dfrac{360 ^{\circ}}{n} \cdot[/math] [math]([/math][math]\dfrac{n}{2} - 1 [/math][math])[/math] [math]=180 ^{\circ} - \dfrac{360 ^{\circ}}{n} \lt 180 ^{\circ}[/math]. А это значит, что никакие ребра не совпадут друг с другом. (рис.4)
    Рис.4 Черным цветом выделено рассматриваемое ребро, красным - все его повороты
  2. Докажем для остальных ребер. (рис.5)
    Возьмем ребро, которое не лежит на диаметре окружности. В данном остовном дереве есть ребро, которое имеет такую же длину дуги. Ориентируем данные ребра в сторону часовой стрелки. Чтобы повороты этих ребер совпали, нужно, чтобы совпали их начала и концы. Покажем, что их начала никогда не совпадут. Чтобы начало первого ребра совпало с началом второго, нужно первое ребро повернуть хотя бы на половину длины окружности, то есть на [math] \dfrac{l}{2}[/math]. Для этого нам нужно сделать [math] \dfrac{n}{2} [/math] поворотов: [math] \dfrac{l}{n} \cdot \dfrac{n}{2} = \dfrac{l}{2}[/math]. Но мы делаем только [math] \dfrac{n}{2} - 1[/math] поворот. Аналогично с поворотом второго ребра. Для нечетных [math]n[/math] граф будет неполным, поэтому даже [math] \dfrac{n}{2}[/math] поворотов может не хватить для совпадения ребер.
Рис.5 Черным цветом выделены рассматриваемые ребра

См. также