Изменения

{{ОпределениеРассмотрим неориентированный невзвешенный [[Основные определения теории графов|definition= Паросочетание в недвудольном графе - произвольное множество ребер недвудольного графа, такое, что никакие два ребра не имеют общей вершины. Обозначается паросочетание как граф]] <tex>MG =\langle V, E \rangle </tex>.}}{{Определение|definition= Вершины графа, инцидентные ребрам где <tex>MV </tex>, называются покрытыми, а неинцидентные {{--- свободными.}} {{Определениемножество [[Основные определения теории графов|definition= Чередующаяся цепь - путь в графевершин]], для любых двух соседних ребер которого выполняется, что одно из них принадлежит паросочетанию <tex>ME </tex>, а другое нет.}}{{Определение|definition= Дополняющая цепь - чередующаяся цепь, у которой оба конца свободны.--}}множество [[Основные определения теории графов|рёбер]]. Требуется найти в нём максимальное паросочетание.{{ОпределениеПриведём пример, на котором [[Алгоритм Куна для поиска максимального паросочетания|definition= Соцветие алгоритм Куна]] работать не будет. Рассмотрим граф <tex>BG</tex> графа с множеством вершин <tex>GV=(V{1,2,3,E)4} </tex> , и множеством рёбер {{- цикл, состоящий из --}}<tex>2k + E={\langle 1,2 \rangle, \langle 2, 3 \rangle, \langle 3, 1\rangle, \langle 2, 4 \rangle}</tex> ребери пусть ребро <tex>\langle 2, 3\rangle</tex> взято в паросочетание. Тогда при запуске из которых только вершины <tex>k1</tex> входят , если обход пойдёт сначала в соцветие вершину <tex>M2</tex>}}{{Определение|definition= Cжатие соцветия - граф , то он зайдёт в тупик в вершине <tex>G'3</tex>, полученный из вместо того чтобы найти увеличивающую цепь <tex>G1-3-2-4</tex> сжатием соцветия . Как видно на этом примере, основная проблема заключается в одну псевдо-вершину}}том, что при попадании в цикл нечётной длины, обход может пойти по циклу в неправильном направлении.

В Пусть даны граф <tex>G</tex>, паросочетание <tex>M</tex> в <tex>G</tex> и цикл <tex>Z</tex> длины <tex>2k+1</tex>, содержащий <tex>k</tex> рёбер паросочетания <tex>M</tex> и вершинно непересекающийся с остальными рёбрами из <tex>M</tex>. Построим новый граф <tex>G'</tex> из графа <tex>G</tex>, сжимая цикл <tex>Z</tex> до единичной вершины, при этом все ребра, инцидентные вершинам этого цикла, становятся инцидентными вершине в новом графе . Тогда паросочетание <tex>M -E(Z)</tex>, где <tex>E(z)</tex> {{---}} ребра, инцидентные циклу, является наибольшим в <tex>G'</tex> существует увеличивающая цепь тогда и только тогда, когда существует увеличивающая цепь М {{---}} наибольшее паросочетание в <tex>G</tex>

Предположим, что <tex>\RightarrowM</tex>не является наибольшим паросочетанием в <tex>G</tex>, тогда в силу [[Теорема о максимальном паросочетании и дополняющих_цепях|теоремы о максимальном паросочетании и дополняющих цепях]] существует увеличивающая относительно <tex>M</tex> цепь <tex>P</tex>. Если <tex>P</tex> не пересекается с <tex>Z</tex>, то цепь является увеличивающей относительно <tex>M'</tex> и в графе <tex>G'</tex>, а значит, <tex>M'</tex> не может быть наибольшим паросочетанием. Поэтому предположим, что цепь <tex>P</tex> пересекается с <tex>Z</tex>. Заметим, что хотя бы одна концевая вершина цепи <tex>P</tex> не лежит на <tex>Z</tex>, обозначим её через <tex>u</tex>. Тогда пройдём по цепи <tex>P</tex>, начиная с <tex>u</tex> до первой встречной вершины на <tex>Z</tex>, обозначим её через <tex>v</tex>. Тогда, при сжатии цикла <tex>Z</tex>, участок <tex>P[u,v]</tex> отобразится на увеличивающую цепь относительно <tex>M'</tex>, то есть <tex>M'</tex> не является максимальным паросочетанием, что противоречит нашему предположению. Теперь допустим, что <tex>M'</tex> не является наибольшим паросочетанием в графе <tex>G'</tex>. Обозначим через <tex>N'</tex> паросочетание в <tex>G'</tex>, мощности большей, чем <tex>M'</tex>. Восстановим граф <tex>G</tex>, тогда <tex>N'</tex> будет соответствовать некоторому паросочетанию в <tex>G</tex>, покрывающему не более одной вершины в <tex>Z</tex>. Следовательно паросочетание <tex>N'</tex> можно увеличить, используя <tex>k</tex> рёбер цикла <tex>Z</tex>, и получить паросочетание <tex>N</tex>, размера <tex>|N| = |N'|+k > |M'|+k = |M|</tex>, то есть <tex>M</tex> не является наибольшим паросочетанием в <tex>G</tex>, приходим к противоречию. Таким образом теорема доказана.}}

'''Cжатием соцветия''' назовём граф <tex>\LeftarrowG'</tex>, полученный из <tex>G</tex> сжатием всего нечётного цикла в одну псевдо-вершину. Все рёбра, инцидентные вершинам этого цикла, становятся инцидентными псевдо-вершине в новом графе.

[[Файл:blossom1.jpg|300px|Рис. 1]][[Файл:blossom2.jpg|300px|Рис. 2]] ==Алгоритмвырезания соцветий==Пусть дан произвольный граф Опишем алгоритм, позволяющий находить максимальное паросочетание для произвольного графа <tex>G</tex>. Из теоремы Эдмондса понятно, что необходимо рассматривать паросочетание в сжатом графе, где его можно найти, к примеру, при помощи алгоритма [[Алгоритм Куна для поиска максимального паросочетания|Куна]], а после восстанавливать паросочетание в исходном графе. Основную сложность представляют операции сжатия и восстановления цветков. Чтобы эффективно это делать, для каждой вершины необходимо хранить указатель на базу цветка, которому она принадлежит, или на себя в противном случае. Предположим, что для поиска паросочетаний в сжатом графе, мы используем обход в ширину. Тогда на каждой итерации алгоритма будет строиться дерево обхода в ширину, причём путь в нём до любой вершины будет являться чередующимся путём, начинающимся с корня этого дерева. Будем класть в очередь только те вершины, расстояние от корня до которых в дереве путей чётно. Также для каждой вершины, расстояние до которой нечётно, в массиве предков <tex>p[]</tex> необходимо хранить её предка {{---}} чётную вершину. Заметим, что если в процессе обхода в ширину мы из текущей вершины <tex>v</tex> приходим в такую вершину <tex>u</tex>, что она является корнем или принадлежит паросочетанию и дереву путей, то обе эти вершины принадлежат некоторому цветку. Действительно, при выполнении этих условий эти вершины являются чётными вершинами, следовательно расстояние от них до их наименьшего общего предка имеет одну чётность. Найдём наименьшего общего предка <tex>lca(u,v)</tex> вершин <tex>u</tex>, <tex>v</tex>, который является базой цветка. Для нахождения самого цикла необходимо пройтись от вершин <tex>u</tex>, <tex>v</tex> до базы цветка. В явном виде цветок сжимать не будем, просто положим в очередь обхода в ширину все вершины, принадлежащие цветку. Также для всех чётных вершин (за исключением базы) назначим предком соседнюю вершину в цикле, а для вершин <tex>u</tex> и <tex>v</tex> назначим предками друг друга. Это позволит корректно восстановить цветок в случае, когда при восстановлении увеличивающего пути мы зайдем в нечётную вершину цикла. == Оценка сложности == Всего имеется <tex>V</tex> итераций, на каждой из которых выполняется обход в ширину за <tex>O(E)</tex> и требуется найти максимальное паросочетание в нём, кроме того, могут происходить операции сжатия цветков — их может быть <tex>O(V)</tex>. Сжатие соцветий работает за <tex>O(V)<br/tex>, то есть общая асимптотика алгоритма составит <tex>O(V(E + V^2)) = O(V^3)</tex>. ==Литература==*''Ловас, Пламмер'' '''Прикладные задачи теории графов. Теория паросочетаний в математике и физике'''*[http://e-maxx.ru/algo/matching_edmonds Алгоритм Эдмондса нахождения наибольшего паросочетания в произвольных графах] [[Категория: Алгоритмы и структуры данных]]Для построения алгоритма по [[Теорема Категория: Задача о максимальном паросочетании и дополняющих цепях|теореме Бержа]] нужно уметь находить дополняющую цепь.