| Теорема: |
Пусть [math]M_1 = \langle S, I_1 \rangle[/math] и [math]M_2 = \langle S, I_2 \rangle[/math] — матроиды с ранговыми функциями [math]r_1[/math] и [math]r_2[/math], соответственно. Тогда максимальная мощность множества из [math]I_1 \cap I_2[/math] равна [math]\min\limits_{U \subset S} (r_1(U) + r_2(S \setminus U))[/math]. |
| Доказательство: |
| [math]\triangleright[/math] |
|
Утверждение [math]|I| \leq r_1(U) + r_2(S \setminus U)[/math] доказывается легко.
В другую сторону докажем теорему алгоритмически. На каждом этапе алгоритм получает [math]I \in I_1 \cap I_2[/math] и либо заключает, что множества большей мощности из [math]I_1 \cap I_2[/math] получить невозможно, либо возвращает [math]J \in I_1 \cap I_2: |J| = |I| + 1[/math].
Введем двудольный ориентированный граф замен для [math]M_1[/math] и [math]M_2[/math] — граф [math]D[/math]. Левой долей [math]D[/math] являются элементы текущего множества [math]I \in I_1 \cap I_2[/math], правой — все остальные элементы [math]S \setminus I[/math]. Проведем ребра [math](y, z): y \in I, z \in S \setminus I, I \setminus y \cup z \in I_1[/math], а также [math](z', y'): y' \in I, z' \in S \setminus I, I \setminus y' \cup z' \in I_2[/math].
Пусть [math]X_1 = \{z \in S \setminus I | I \cup z \in I_1 \}, X_2 = \{z \in S \setminus I | I \cup z \in I_2 \}, P[/math] — кратчайший путь в [math]D[/math] из [math]X_1[/math] в [math]X_2[/math]. Тогда алгоритм с помощью этого пути либо определяет максимальность набора [math]I[/math], либо позволяет найти набор большей мощности. |
| [math]\triangleleft[/math] |
Источник
Chandra Chekuri — Combinatorial Optimization, с. 2-3.
