Изменения

Пусть у нас есть множество <tex>I\in\mathcal{I}</tex>, где <tex>\mathcal{I}</tex> — искомое множество, и разбиение множества <tex>I</tex> на <tex>\bigcup\limits_{i=1}^{n}I_i</tex>, такое, что <tex>I_i\in \mathcal{I}_i</tex>. Также нам дан какой-то элемент <tex>s\not \in I</tex>. Нужно определить, правда ли, что <tex>I+s\in \mathcal{I}</tex>. Если научиться это делать, то тогда можно решить задачу [[Теорема_Радо-Эдмондса_(жадный_алгоритм)|жадным алгоритмом]], добавляя в текущее множество по одному элементу <tex>s</tex> на каждом шаге.

Определим объединение матроидов как <tex>M</tex> = <tex>\langle S,\mathcal{I}_i \rangle</tex> = <tex>\bigcup\limits_{i=1}^{n}</tex> <tex>M_i</tex>, где <tex>M_i</tex> = <tex>\langle S_i,\mathcal{I}_i \rangle</tex>.

Для каждого <tex>M_i</tex> построим [[Основные_определения_теории_графов#.D0.94.D0.B2.D1.83.D0.B4.D0.BE.D0.BB.D1.8C.D0.BD.D1.8B.D0.B9_.D0.B3.D1.80.D0.B0.D1.84|двудольный ориентированный граф]] <tex>D_{M_i}(I_i)</tex>, где <tex>I_i \in \mathcal{I}_i</tex>. Вершины графа — элементы из <tex>S</tex>, такой, что в левой доле находятся вершины из <tex>I_i</tex>, а в правой — вершины элементы из <tex>S \setminus I_i</tex>. Проведем ориентированные ребра из <tex>y \in I_i</tex> в <tex>x \in S \setminus I_i</tex>, при условии, что <tex>(I_i \setminus y) \cup x \in \mathcal{I}_i</tex>.

Объединим все <tex>D_{M_i}(I_i)</tex> в один граф <tex>D</tex>, который будет суперпозицией наложением ребер из этих графов. <tex>F_i = \{ x \in S_i \setminus I_i \mid I_i + x \in \mathcal{I}_i \}</tex>. <tex>F, то есть, будет содержать все рёбра всех графов </tex> = <tex>\bigcup\limits_D_{k=1M_i}^{n}</tex> <tex>F_i</tex> Нам известно, что объединение матроидов — матроид. При поиске базы матроида используется [[Теорема_Радо-Эдмондса_(жадный_алгоритмI_i)|жадный алгоритм]]. В нем трудность может представлять шаг поиска нового элемента не из текущего множества, который оставит текущее множество независимым.Здесь мы обозначим текущее множество как <tex>I</tex>.Тогда нужно найти такой элемент <tex>s \in S \setminus I</tex>, что <tex>I + s</tex> — снова независимо.Все наши кандидаты находятся в <tex>S \setminus I</tex>. Если мы найдем путь из <tex>F</tex> в <tex>S \setminus I</tex>, то элемент <tex>s</tex>, которым путь закончился, можно будет добавить в <tex>I</tex>.То есть шаг жадного алгоритма заключается в создании нового <tex>D</tex> и поиске такого пути.

Для какого-нибудь <tex>s \in S \setminus I</tex> выполняется: <tex>I + s \in J \mathcal{I} \Leftrightarrow </tex> существует ориентированный путь из <tex>F</tex> в <tex>s</tex> по ребрам <tex>D</tex>.

:Пусть существует путь из <tex>F</tex> в <tex>s</tex> и <tex>P</tex> — самый короткий такой путь. Запишем его вершины как <tex>\{s_0, s_1, \dots s_p\}</tex>. Вершина <tex>s_0 \in F</tex>, так что не умаляя общности можно сказать, что <tex>s_0 \in F_1</tex>. Для каждого <tex>j = 1\dots n</tex> определим множество вершин <tex>S_j =</tex> {<tex>\{s_i, s_{i+1}:(s_i, s_{i+1}) \in D_{M_j}(I_j)\}</tex>}, где <tex>i</tex> пробегает от <tex>0</tex> до <tex>p - 1</tex>.:Положим, что <tex>I'_1 = (I_1 \oplus S_1) \cup \{s_0\}</tex>, для всех <tex>j > 1</tex> положим опеределим <tex>I'_j = (I_j \oplus S_j)</tex>. Ясно, что <tex>\cup _j I'_j = I + s</tex>(. Для того, чтобы показать независимость <tex>I + s</tex> в объединении матроидов нужно показать, что <tex>I'_j \in \mathcal{I}_j</tex> для всех <tex>j</tex>. Заметим, что так как мы выбирали путь <tex>P</tex> таким, что он будет наименьшим, для каждого <tex>j > 1</tex> существует единственное паросочетание между элементами, которые мы добавляли и удаляли, чтобы сконструировать <tex>I'_j = I_j \oplus S_j</tex>. Так как паросочетание единственно, <tex>I'_j \in \mathcal{I}_j</tex>. Аналогично <tex>s_0 \in F_1</tex>, значит <tex>I'_1 \in \mathcal{I}_1</tex>(см. [[Лемма_о_единственном_паросочетании_в_графе_замен#.D0.9B.D0.B5.D0.BC.D0.BC.D0.B0_.D0.BE_.D0.B5.D0.B4.D0.B8.D0.BD.D1.81.D1.82.D0.B2.D0.B5.D0.BD.D0.BD.D0.BE.D0.BC_.D0.BF.D0.B0.D1.80.D0.BE.D1.81.D0.BE.D1.87.D0.B5.D1.82.D0.B0.D0.BD.D0.B8.D0.B8_.D0.B2_.D0.B3.D1.80.D0.B0.D1.84.D0.B5_.D0.B7.D0.B0.D0.BC.D0.B5.D0.BD|лемму]]). Следовательно , <tex>I + s</tex> независимо в объединении матроидов.

:Пусть нет пути из <tex>F</tex> в <tex>s</tex> по ребрам <tex>D</tex>. Тогда пусть существует множество <tex>T</tex>, состоящее из вершин <tex>D</tex>, из которого мы можем достичь <tex>s</tex> : <tex>T = \{x, \mid \exists x \leadsto s\}</tex> , по допущению <tex>F\cap T = \varnothing</tex>. Утверждается, что для всех <tex>i : |I_i \cap T| = r_i(T)</tex>(что означает, что <tex>I_i \cap T</tex> — максимальное подмножество <tex>T</tex>, независимое в <tex>M_i</tex>).

:Предположим, что это не так. Так как <tex>|I_i \cap T| = r_i(I_i\cap T) \leqslant r_i(T)</tex>, это возможно остается возможным только если случай <tex>|I_i \cap T| < r_i(T)</tex>(мы предположили, что утверждение в предыдущем абзаце неверно). Значит существует такой <tex>x \in T \cap (S \setminus I_i)</tex>, для которого <tex>(I_i \cap T) + x \in \mathcal{I}_i</tex>. Но <tex>x \notin F</tex> (по предположению вначале в начале доказательства), значит <tex>I_i + x \notin J_i\mathcal{I}_i</tex>. Из этого следует, что <tex>I_i + x</tex> содержит единственный цикл. Значит существует <tex>y \in I_i - T</tex>, такой , что <tex>I_i + x - y \in \mathcal{I}_i</tex>. Получается, что <tex>(y, x)</tex> — ребро в <tex>D_{M_i}(I_i)</tex> и оно содержит этот <tex>y \in T</tex>, что противоречит тому как был выбран <tex>y \in I_i \setminus T</tex>. Следовательно для всех <tex>i</tex> нам известно : <tex>|I_i \cap T| = r_i(T)</tex>.

:и значит <tex>(I + s) \notin J\mathcal{I}</tex> — противоречие.

В реализации алгоритма каждый элемент представлен целым числом.  *<tex>Ss</tex> — принимаемое множество носитилей матроидов*<tex>J\mathtt{base}</tex> — принимаемое множество баз матроидов*<tex>I\mathtt{res}</tex> — возвращаемая база в объединении матроидов. <tex>I_1res_1, I_2 res_2 \dots I_nres_n</tex> содержат элементы, содержащиеся в полученной базе.

'''int[][]''' union_baseunionBase('''int''' <tex>Ss[n]</tex>, '''int''' <tex>J\mathtt{base}[n]</tex>): '''int[][]''' <tex>I\mathtt{res}(n)</tex> <font color="darkgreen">//На каждом шаге алгоритма заполняем очередным элементом </font> '''bool''' <tex>\mathtt{reached}</tex> = '''false''' '''while''' <tex>!\mathtt{reached}</tex>:

'''int''' <tex>Ff[n]</tex> '''Graph''' <tex>Dd[n]</tex>

<tex>Dd[i]</tex> = build_bipartite_graphbuildBipartiteGraph<tex>(I\mathtt{res[i] } ,Ss[i] \setminus I\mathtt{res}[i])</tex> <font color="darkgreen">// Строим двудольный граф Dd[i] </font> <tex>Ff[i]</tex> =<tex> \{ x \in Ss[i] \setminus I\mathtt{res[i] } : I\mathtt{res}[i] + x \in Jbase[i] \}</tex> '''for''' <tex>s \mathtt{elem} \in Ss\setminus I\mathtt{base}</tex>: '''List''' <tex>p</tex> = find_shortest_path(<tex>Ff</tex>, <tex>s\mathtt{elem}</tex>) '''if''' <tex>p\neq \varnothing </tex>: <tex>\mathtt{reached}</tex> = '''false'''<font color="darkgreen">// Нашли очередную вершину, цикл можно будет продолжить </font> '''int''' <tex>\mathtt{pos}</tex> = get_fgetF(<tex>p[1]</tex>) <font color="darkgreen">// Находим <tex>F_if_i</tex>, которому принадлежит стартовая вершина в пути</font> '''int''' <tex>v[n]</tex> <font color="darkgreen">// i-й элемент <tex>v</tex> хранит множество вершин, соответствующее i-му входному матроиду </font> '''for''' <tex> j</tex> = 1 '''to''' <tex>p.len - 1</tex>: '''int''' <tex>\mathtt{vertex\_num}</tex> = get_D_by_edgegetDbyEdge<tex>(p[j],p[j+1])</tex> <font color="darkgreen">// Находим номер графа, соответствующего ребру <tex>(p[j],p[j+1])</tex></font> <tex>v[\mathtt{vertex\_num}].add(j)</tex> <font color="darkgreen">// Добавляем в соответствующее вершинам множество концы ребра</font> <tex>v[\mathtt{vertex\_num}].add(j + 1)</tex> '''for''' <tex>j</tex> = 1 '''to''' <tex>n</tex>: <tex> I\mathtt{res}[j]</tex> = <tex> I\mathtt{res}[j] \oplus v[j]</tex> <font color="darkgreen"> // Удаляем и добавляем ребра на пути к конечной вершине </font> <tex>I\mathtt{res}[\mathtt{pos}]</tex> = <tex>Ires[\mathtt{pos}] \cup p[1] </tex>

'''return''' <tex>I\mathtt{res}</tex>