Алгоритм построения базы в пересечении матроидов — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Псевдокод)
м (rollbackEdits.php mass rollback)
 
(не показаны 4 промежуточные версии 2 участников)
Строка 7: Строка 7:
 
Пусть множество <tex>J \in (\mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2)</tex>.
 
Пусть множество <tex>J \in (\mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2)</tex>.
 
<br>Определим [[Граф замен для двух матроидов|граф замен]] <tex>D_{M_1, M_2}(J) = \langle S, A(J) \rangle</tex>, где  
 
<br>Определим [[Граф замен для двух матроидов|граф замен]] <tex>D_{M_1, M_2}(J) = \langle S, A(J) \rangle</tex>, где  
<tex>A(J) = \{(y, z) | y \in J, z \in S\setminus J, J - y + z \in \mathcal{I}_1 \} </tex>  
+
<tex>A(J) = \{(y, z) \mid y \in J, z \in S\setminus J, J - y + z \in \mathcal{I}_1 \} </tex>  
<tex>\cup \{ (z', y') | z' \in S \setminus J, y' \in J, J - y' + z' \in \mathcal{I}_2 \}</tex>.
+
<tex>\cup \{ (z', y') \mid z' \in S \setminus J, y' \in J, J - y' + z' \in \mathcal{I}_2 \}</tex>.
  
Пусть <tex>X_1 = \{ z \in S \setminus J | J + z \in \mathcal{I}_1 \}</tex>, <tex>X_2 = \{ z \in S \setminus J | J + z \in \mathcal{I}_2 \}</tex>, <tex>P</tex> {{---}} кратчайший путь из <tex>X_1</tex> в <tex>X_2</tex> в графе <tex>D_{M_1, M_2}(J)</tex>. <tex>P</tex> может и не существовать.
+
Пусть <tex>X_1 = \{ z \in S \setminus J \mid J + z \in \mathcal{I}_1 \}</tex>, <tex>X_2 = \{ z \in S \setminus J \mid J + z \in \mathcal{I}_2 \}</tex>, <tex>P</tex> {{---}} кратчайший путь из <tex>X_1</tex> в <tex>X_2</tex> в графе <tex>D_{M_1, M_2}(J)</tex>. <tex>P</tex> может и не существовать.
 
{{Лемма
 
{{Лемма
 
|statement =
 
|statement =
Строка 48: Строка 48:
 
   '''while''' '''not''' isMaximal
 
   '''while''' '''not''' isMaximal
 
       построить [[Граф замен для двух матроидов|граф замен]] <tex>D_{M_1, M_2}(J)</tex>
 
       построить [[Граф замен для двух матроидов|граф замен]] <tex>D_{M_1, M_2}(J)</tex>
       <tex>X_1 \leftarrow \{ z \in S \setminus J | J + z \in \mathcal{I}_1 \}</tex>
+
       <tex>X_1 \leftarrow \{ z \in S \setminus J \mid J + z \in \mathcal{I}_1 \}</tex>
       <tex>X_2 \leftarrow \{ z \in S \setminus J | J + z \in \mathcal{I}_2 \}</tex>
+
       <tex>X_2 \leftarrow \{ z \in S \setminus J \mid J + z \in \mathcal{I}_2 \}</tex>
 
       <tex>P</tex> <tex>\leftarrow</tex> кратчайший путь из <tex>X_1</tex> в <tex>X_2</tex>
 
       <tex>P</tex> <tex>\leftarrow</tex> кратчайший путь из <tex>X_1</tex> в <tex>X_2</tex>
 
       '''if''' <tex>P \ne \emptyset</tex>
 
       '''if''' <tex>P \ne \emptyset</tex>
Строка 57: Строка 57:
  
 
==== Подсказки ====
 
==== Подсказки ====
* Воспользуйтесь одним массивом для проверки множества на независимость по цветам
+
* Воспользуйтесь одним массивом для проверки множества на независимость по цветам,
* Для проверки ацикличности графа при добавлении ребра можно использовать СНМ или поиск в глубину
+
* для проверки ацикличности графа при добавлении ребра можно использовать [[СНМ_(наивные_реализации)|СНМ]] или [[Обход_в_глубину,_цвета_вершин|обходом в глубину]],
* Для нахождения кратчайшего пути можно использовать поиск в ширину, первоначально добавив фиктивную вершину, соединив ее с вершинами из множества <tex>X_1</tex>
+
* для нахождения кратчайшего пути можно использовать [[Обход_в_ширину|обход в ширину]], первоначально добавив фиктивную вершину, соединив её с вершинами из множества <tex>X_1</tex>.
  
 
== Теорема Эдмондса-Лоулера ==
 
== Теорема Эдмондса-Лоулера ==
Строка 94: Строка 94:
 
Конструктивно построим <tex>\forall M_1, M_2</tex> такие <tex>I \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2</tex> и <tex>A \subseteq X</tex>, что <tex>|I| = r_1(A) + r_2(X \setminus A)</tex>.
 
Конструктивно построим <tex>\forall M_1, M_2</tex> такие <tex>I \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2</tex> и <tex>A \subseteq X</tex>, что <tex>|I| = r_1(A) + r_2(X \setminus A)</tex>.
  
Обозначим <tex>S = \left\{x|I \cup \{x\} \in \mathcal{I}_1\right\}</tex>, <tex>T = \left\{x|I \cup \{x\} \in \mathcal{I}_2\right\}</tex>. Если <tex>S \cap T \ne \varnothing</tex>, добавим их пересечение в <tex>I</tex>.
+
Обозначим <tex>S = \left\{x \mid I \cup \{x\} \in \mathcal{I}_1\right\}</tex>, <tex>T = \left\{x \mid I \cup \{x\} \in \mathcal{I}_2\right\}</tex>. Если <tex>S \cap T \ne \varnothing</tex>, добавим их пересечение в <tex>I</tex>.
  
 
Построим [[Граф замен для двух матроидов|граф замен]] <tex>G_I</tex>. Добавим вершину <tex>z</tex>, не влияющую на независимость в первом матроиде {{---}} из неё будут вести рёбра во все вершины множества <tex>S</tex>. Пусть <tex>p</tex> {{---}} кратчайший путь из <tex>S</tex> в <tex>T</tex>, <tex>p_1</tex> {{---}} путь <tex>p</tex> с добавленным в начало ребром из <tex>z</tex>. По [[Лемма о единственном паросочетании в графе замен|лемме о единственном паросочетании]] и [[Лемма о единственном паросочетании в подграфе замен, индуцированном кратчайшим путем|лемме о единственном паросочетании, индуцированном кратчайшем путём]] <tex>I \bigtriangleup p_1 \in \mathcal{I}_2</tex>. Теперь добавим вершину <tex>u</tex>, не влияющую на независимость во втором матроиде {{---}} в неё будут вести рёбра из всех вершин множества <tex>T</tex>. Тогда <tex>p_2</tex> (путь <tex>p</tex> с добавленным ребром в <tex>u</tex>) — кратчайший путь из <tex>S</tex> в <tex>u</tex>. Аналогично, <tex>I \bigtriangleup p_2 \in \mathcal{I}_1</tex>. Отсюда следует, что <tex>I \bigtriangleup p \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2</tex>, причём <tex>|I \bigtriangleup p| = |I| + 1</tex>.</div>
 
Построим [[Граф замен для двух матроидов|граф замен]] <tex>G_I</tex>. Добавим вершину <tex>z</tex>, не влияющую на независимость в первом матроиде {{---}} из неё будут вести рёбра во все вершины множества <tex>S</tex>. Пусть <tex>p</tex> {{---}} кратчайший путь из <tex>S</tex> в <tex>T</tex>, <tex>p_1</tex> {{---}} путь <tex>p</tex> с добавленным в начало ребром из <tex>z</tex>. По [[Лемма о единственном паросочетании в графе замен|лемме о единственном паросочетании]] и [[Лемма о единственном паросочетании в подграфе замен, индуцированном кратчайшим путем|лемме о единственном паросочетании, индуцированном кратчайшем путём]] <tex>I \bigtriangleup p_1 \in \mathcal{I}_2</tex>. Теперь добавим вершину <tex>u</tex>, не влияющую на независимость во втором матроиде {{---}} в неё будут вести рёбра из всех вершин множества <tex>T</tex>. Тогда <tex>p_2</tex> (путь <tex>p</tex> с добавленным ребром в <tex>u</tex>) — кратчайший путь из <tex>S</tex> в <tex>u</tex>. Аналогично, <tex>I \bigtriangleup p_2 \in \mathcal{I}_1</tex>. Отсюда следует, что <tex>I \bigtriangleup p \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2</tex>, причём <tex>|I \bigtriangleup p| = |I| + 1</tex>.</div>
  
 
Будем таким образом увеличивать <tex>I</tex>, пока существует путь <tex>p</tex>. Рассмотрим момент, когда такого пути не нашлось.
 
Будем таким образом увеличивать <tex>I</tex>, пока существует путь <tex>p</tex>. Рассмотрим момент, когда такого пути не нашлось.
Введём обозначение: <tex>A = \{u|u \rightsquigarrow T\}</tex>.  
+
Введём обозначение: <tex>A = \{u \mid u \rightsquigarrow T\}</tex>.  
  
 
Докажем, что <tex>r_1(A) = |I \cap A|</tex> от противного.
 
Докажем, что <tex>r_1(A) = |I \cap A|</tex> от противного.
Строка 110: Строка 110:
  
 
== См. также==
 
== См. также==
* [[Пересечение_матроидов,_определение,_примеры]]
+
* [[Пересечение матроидов, определение, примеры]]
* [[Алгоритм_построения_базы_в_объединении_матроидов]]
+
* [[Алгоритм построения базы в объединении матроидов]]
  
 
== Источники информации ==
 
== Источники информации ==

Текущая версия на 19:30, 4 сентября 2022

Задача:
Даны матроиды [math]M_1 = \langle S, \mathcal{I}_1 \rangle[/math] и [math]M_2 = \langle S, \mathcal{I}_2 \rangle[/math]. Необходимо найти максимальное по мощности независимое множество в пересечении [math]M_1[/math] и [math]M_2[/math].


Алгоритм решения

Пусть множество [math]J \in (\mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2)[/math].
Определим граф замен [math]D_{M_1, M_2}(J) = \langle S, A(J) \rangle[/math], где [math]A(J) = \{(y, z) \mid y \in J, z \in S\setminus J, J - y + z \in \mathcal{I}_1 \} [/math] [math]\cup \{ (z', y') \mid z' \in S \setminus J, y' \in J, J - y' + z' \in \mathcal{I}_2 \}[/math].

Пусть [math]X_1 = \{ z \in S \setminus J \mid J + z \in \mathcal{I}_1 \}[/math], [math]X_2 = \{ z \in S \setminus J \mid J + z \in \mathcal{I}_2 \}[/math], [math]P[/math] — кратчайший путь из [math]X_1[/math] в [math]X_2[/math] в графе [math]D_{M_1, M_2}(J)[/math]. [math]P[/math] может и не существовать.

Лемма:
Если в графе [math]D_{M_1, M_2}(J)[/math] нет пути из [math]X_1[/math] в [math]X_2[/math], то [math]J[/math] — искомое максимальное по мощности независимое множество в пересечении [math]M_1[/math] и [math]M_2[/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Отметим, что если [math]X_1[/math] или [math]X_2[/math] пустые, то [math]J[/math] — база в одном из исходных матроидов [math]M_1[/math] или [math]M_2[/math] и, следовательно, искомое максимальное по мощности независимое множество в пересечении [math]M_1[/math] и [math]M_2[/math]. Таким образом, предположим, что [math]X_1[/math] и [math]X_2[/math] непусты. Пусть [math]U[/math] — множество вершин, из которых достижимы вершины из [math]X_2[/math]. Отсутствие пути из [math]X_1[/math] в [math]X_2[/math] означает, что [math]X_1 \cap U = \emptyset[/math], [math]X_2 \subseteq U[/math] и [math]\delta^- (U) = \emptyset[/math] (т.е. в [math]U[/math] не входит ни одной дуги). Тогда:

Утверждение:
[math]r_1 (U) \leqslant |J \cap U|[/math]
[math]\triangleright[/math]

От противного. Пусть [math]r_1 (U) \gt |J \cap U|[/math], тогда [math]\exists z \in U \setminus (J \cap U) : (J \cap U) + z \in \mathcal{I}_1[/math] при том, что [math]J + z \notin \mathcal{I}_1[/math]. В противном случае [math]J + z \in \mathcal{I}_1, z \in X_1[/math], то есть [math]X_1 \cap U \ne \emptyset[/math], что противоречит отсутствию пути из [math]X_1[/math] в [math]X_2[/math]. Так как [math](J \cap U) + z \in \mathcal{I}_1[/math], а [math]J + z \notin \mathcal{I}_1[/math],

[math]\exists y \in J \setminus U : J - y + z \in \mathcal{I}_1[/math]. Однако, тогда [math](y, z) \in A(J)[/math], что противоречит факту [math]\delta^- (U) = \emptyset[/math].
[math]\triangleleft[/math]
Утверждение:
[math]r_2 (S \setminus U) \leqslant |J \cap (S \setminus U)|[/math]
[math]\triangleright[/math]
От противного. Пусть [math]\exists z \in (S \setminus U) \setminus J : J \cap (S \setminus U) + z \in \mathcal{I}_2[/math]. Аналогично доказательству предыдущего утверждения [math]\exists y \in J \setminus (S \setminus U) : J - y + z \in \mathcal{I}_2[/math]. Однако [math]J \setminus (S \setminus U) = J \cap U[/math], то есть [math](z, y)[/math] — дуга в [math]D_{M_1, M_2}(J)[/math], поэтому [math]z \in U[/math] (т.к. [math]y \in U[/math]). Противоречие.
[math]\triangleleft[/math]
Так как [math]|J| = |J \cap U| + |J \setminus U| \geqslant r_1 (U) + r_2 (S \setminus U), |J| = r_1 (U) + r_2 (S \setminus U)[/math]. Следовательно, [math]J[/math] — максимальное по мощности независимое множество в пересечении [math]M_1[/math] и [math]M_2[/math].
[math]\triangleleft[/math]
Лемма:
[math]J' = J \bigtriangleup V(P) \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2[/math]
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]
Граф замен

Пусть [math]P = z_0, y_1, z_1, ..., y_t, z_t; G = \{ z_1, ..., z_t \} \cup (J \setminus \{ y_1, ..., y_t \})[/math]. Тогда [math]G \subseteq S, |G| = |J|[/math] и дуги из [math]\{ y_1, ..., y_t \}[/math] в [math]\{ z_1, ..., z_t \}[/math] составляют единственное полное паросочетание в [math]J \bigtriangleup G[/math]. То есть, согласно лемме о единственном паросочетании в подграфе замен, [math]G \in \mathcal{I}_1[/math]. К тому же, [math]\forall i \geqslant 1\ z_i \notin X_1[/math], иначе [math]P[/math] — не кратчайший путь из [math]X_1[/math] в [math]X_2[/math]. Это означает, что [math]z_i + J \notin \mathcal{I}_1[/math], то есть [math]r_1 (J \cup G) = r_1 (J) = r_1 (G) = |G| = |J|[/math]. Так как [math]J + z_0 \in \mathcal{I}_1, G + z_0 \in \mathcal{I}_1[/math] (т.е. [math]J' = \{ z_0, z_1, ..., z_t \} \cup (J \setminus \{ y_1, ..., y_t \}) \in \mathcal{I}_1[/math].

Симметрично [math]G = \{ z_0, ..., z_{t - 1} \} \cup (J \setminus \{ y_1, ..., y_t \}), J' \in \mathcal{I}_2[/math] и, следовательно, [math]J' \in (\mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2)[/math].
[math]\triangleleft[/math]

Псевдокод

 [math]J[/math] = [math]\emptyset[/math]
 isMaximal = false
 while not isMaximal
     построить граф замен [math]D_{M_1, M_2}(J)[/math]
     [math]X_1 \leftarrow \{ z \in S \setminus J \mid J + z \in \mathcal{I}_1 \}[/math]
     [math]X_2 \leftarrow \{ z \in S \setminus J \mid J + z \in \mathcal{I}_2 \}[/math]
     [math]P[/math] [math]\leftarrow[/math] кратчайший путь из [math]X_1[/math] в [math]X_2[/math]
     if [math]P \ne \emptyset[/math]
         [math]J[/math] = [math]J \bigtriangleup V(P)[/math]
     else
         isMaximal = true

Подсказки

  • Воспользуйтесь одним массивом для проверки множества на независимость по цветам,
  • для проверки ацикличности графа при добавлении ребра можно использовать СНМ или обходом в глубину,
  • для нахождения кратчайшего пути можно использовать обход в ширину, первоначально добавив фиктивную вершину, соединив её с вершинами из множества [math]X_1[/math].

Теорема Эдмондса-Лоулера

Теорема (Эдмондса-Лоулера):
Пусть [math]M_1=\langle X, \mathcal{I}_1\rangle[/math], [math]M_2=\langle X, \mathcal{I}_2\rangle[/math] — матроиды. Тогда

[math]\max\limits_{I \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2 } |I| = \min\limits_{A \subseteq X} \left(r_1(A) + r_2(X \setminus A)\right)[/math].

Где [math]r_1[/math] и [math]r_2[/math] — ранговые функции в первом и втором матроиде соответственно.
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]
Граф замен, кратчайший путь
Завершение алгоритма

Докажем неравенство [math]\max\limits_{I \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2 } |I| \leqslant \min\limits_{A \subseteq X} \left(r_1(A) + r_2(X \setminus A)\right)[/math]

Выберем произвольные [math]I \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2[/math], [math]A \subseteq X[/math], тогда

[math]|I| = |I \cap A| + |I \cap (X \setminus A)|[/math]

[math]I \cap A[/math] и [math]I \cap (X \setminus A)[/math] — независимые в обоих матроидах (как подмножества независимового [math]I[/math]), значит

[math]|I| = r_1(I \cap A) + r_2(I \cap (X \setminus A))[/math]

Но [math]r_1(I \cap A) \leqslant r_1(A)[/math] и [math]r_2(I \cap (X \setminus A)) \leqslant r_2(X \setminus A)[/math], значит

[math]|I| \leqslant r_1(A) + r_2(X \setminus A)[/math]

В силу произвольности [math]I[/math] и [math]A[/math] получаем

[math]\max\limits_{I \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2 } |I| \leqslant \min\limits_{A \subseteq X} \left(r_1(A) + r_2(X \setminus A)\right)[/math]


Конструктивно построим [math]\forall M_1, M_2[/math] такие [math]I \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2[/math] и [math]A \subseteq X[/math], что [math]|I| = r_1(A) + r_2(X \setminus A)[/math].

Обозначим [math]S = \left\{x \mid I \cup \{x\} \in \mathcal{I}_1\right\}[/math], [math]T = \left\{x \mid I \cup \{x\} \in \mathcal{I}_2\right\}[/math]. Если [math]S \cap T \ne \varnothing[/math], добавим их пересечение в [math]I[/math].

Построим граф замен [math]G_I[/math]. Добавим вершину [math]z[/math], не влияющую на независимость в первом матроиде — из неё будут вести рёбра во все вершины множества [math]S[/math]. Пусть [math]p[/math] — кратчайший путь из [math]S[/math] в [math]T[/math], [math]p_1[/math] — путь [math]p[/math] с добавленным в начало ребром из [math]z[/math]. По лемме о единственном паросочетании и лемме о единственном паросочетании, индуцированном кратчайшем путём [math]I \bigtriangleup p_1 \in \mathcal{I}_2[/math]. Теперь добавим вершину [math]u[/math], не влияющую на независимость во втором матроиде — в неё будут вести рёбра из всех вершин множества [math]T[/math]. Тогда [math]p_2[/math] (путь [math]p[/math] с добавленным ребром в [math]u[/math]) — кратчайший путь из [math]S[/math] в [math]u[/math]. Аналогично, [math]I \bigtriangleup p_2 \in \mathcal{I}_1[/math]. Отсюда следует, что [math]I \bigtriangleup p \in \mathcal{I}_1 \cap \mathcal{I}_2[/math], причём [math]|I \bigtriangleup p| = |I| + 1[/math].

Будем таким образом увеличивать [math]I[/math], пока существует путь [math]p[/math]. Рассмотрим момент, когда такого пути не нашлось. Введём обозначение: [math]A = \{u \mid u \rightsquigarrow T\}[/math].

Докажем, что [math]r_1(A) = |I \cap A|[/math] от противного. Пусть [math]r_1(A) \gt |I \cap A|[/math], тогда существует [math]w \in A \setminus (I \cap A)[/math], такое, что [math](I \cap A) \cup \{w\} \in \mathcal{I}_1[/math]. Если [math]I \cup \{w\} \in \mathcal{I}_1[/math], то [math]w \in S[/math] и из [math]S[/math] есть путь в [math]A[/math]. Значит, [math]I \cup \{w\} \notin \mathcal{I}_1[/math]. Отсюда следует, что существует [math]y \in I \setminus A[/math], такое что [math]I \setminus \{y\} \cup \{w\} \in \mathcal{I}_1[/math]. Но тогда ребро [math]yw[/math] имеется в графе, то есть из [math]y[/math] существует путь в [math]T[/math], что противоречит условию [math]y \in I \setminus A[/math].

Следовательно, [math]r_1(A) = |I \cap A|[/math]. Аналогично, [math]r_2(\overline A) = |I \cap \overline A|[/math]. Отсюда [math]r_1(A) + r_2(\overline A) = |I|[/math], то есть при найденных [math]I[/math] и [math]A[/math] достигается равенство.

Построен пример равенства, значит, теорема доказана.
[math]\triangleleft[/math]

См. также

Источники информации