Совершенное паросочетание в кубическом графе

Теорема (Петерсон):

Кубический граф, у которого нет совершенного паросочетания, содержит как минимум [math]3[/math] моста.

Следствие теоремы Петерсона

Для любого двусвязного кубического графа существует совершенное паросочетание.

Теорема (Фринк):

Пусть [math]G(V, E)[/math] — двусвязный кубический граф. Возьмём ребро [math]p = (c, d)[/math]. Пусть вершины [math]a[/math] и [math]b[/math] смежены с вершиной [math]c[/math], а вершины [math]e[/math] и [math]f[/math] смежны с вершиной [math]d[/math] (рисунок [math]1 (a)[/math]). Как минимум одно из двух сокращений графа [math]G[/math], состоящее из удаления вершин [math]c, d[/math] и пересоединения вершин [math]a, b, e, f[/math] рёбрами [math](a, e), (b, f)[/math] или [math](a, f), (b, e)[/math] (рисунок [math]1 (b), (c)[/math]) сохранит двусвязность графа.

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Обозначим компоненты графа [math]G(V - {c, d})[/math] как [math]A, B, E, F[/math], которые содержат вершины [math]a, b, e, f[/math] соответственно. Так как [math]G[/math] не имеет мостов (соответственно [math]p[/math] не является мостом) должно существовать ребро, соединяющее одну из компонент [math]A[/math] или [math]B[/math], с одной из компонент [math]E[/math] или [math]F[/math]. Без потери общности предположим, что [math]A[/math] соединено с [math]E[/math]. Заметим, что рёбра [math](b, c), (d, f)[/math] так же не являются мостами, значит возможны три случая (с учётом изоморфизма) (рисунок [math]3[/math]): компонента [math]B[/math] соединена с [math]F[/math] компонента [math]B[/math] соединена с [math]E[/math] и компонента [math]E[/math] соединена с [math]F[/math] компонента [math]A[/math] соединена с [math]B[/math] и компонента [math]E[/math] соединена с [math]F[/math] Во всех трёх случаях если [math]G(V - {c, d})[/math] расширить рёбрами [math](a, f), (b, e)[/math] (получим граф [math]G'[/math]), добавленные рёбра будут лежать на некотором цикле в [math]G'[/math] (рисунок [math]4[/math]). Так же, для любой пары вершин [math]u, v[/math] [math]\in[/math] [math]{a, b, e, f}[/math] существует цикл в [math]G'[/math], содержащий данные вершины. Чтобы доказать, что [math]G'[/math] двусвязен, нужно показать, что каждое ребро [math]r[/math] из [math]G'[/math] лежит на некотором цикле в [math]G'[/math]. Пусть цикл [math]C[/math] в [math]G[/math] содержит [math]r[/math] (такой цикл существует, так как [math]G[/math] двусвязен). Если [math]C[/math] не проходит через вершины [math]c, d[/math] тогда [math]C[/math] так же является циклом в [math]G'[/math], иначе построим цикл [math]C'[/math] графа [math]G'[/math] из [math]C[/math] следующим образом: если путь [math] x - c - d - y [/math] [math]\in[/math] [math] C [/math], [math] x [/math] [math]\in[/math] [math] \{a, b\} [/math], [math] y [/math] [math]\in[/math] [math] \{e, f\} [/math], удалим этот путь и добавим любой другой из [math] x [/math] в [math] y [/math] в [math] G' [/math], не содержащий [math]r[/math] (такой путь всегда существует, так как [math] x [/math] и [math] y [/math] принадлежат некоторому циклу в [math] G' [/math]), если путь [math] a - c - b [/math] [math]\in[/math] [math] C [/math], удалим этот путь и добавим любой другой из [math] a [/math] в [math] b [/math] в [math] G' [/math], не содержащий [math]r[/math], если путь [math] e - d - f [/math] [math]\in[/math] [math] C [/math], удалим этот путь и добавим любой другой из [math] e [/math] в [math] f [/math] в [math] G' [/math], не содержащий [math]r[/math]. [math]C'[/math] это набор циклов (так как [math]C'[/math] получен из [math]C[/math] путём преобразования некоторых путей) и содержит [math]r[/math]. Из этого следует, что каждое ребро графа [math]G'[/math] лежит на некотором цикле, то есть граф не содержит мостов. Значит [math]G'[/math] двусвязен.

[math]\triangleleft[/math]

Рисунок 1.

Рисунок 2.

Рисунок 3.

Рисунок 4.

Алгоритм поиска совершенного паросочетания за O(n^2) (Frink's algorithm)

• будем сокращать данный граф [math]G[/math] вышеизложенным способом (на каждой итерации можем выбирать любое ребро) пока не удалим все вершины,
• когда все вершины закончились, создадим пустое совершенное паросочетание [math]M[/math] и начнём обратный процесс для всех сокращений (начиная с последних удалённых вершин). Каждый такой шаг будет приводить к одному из четырёх базовых случаев, представленных в рисунке [math]5[/math] или к одному из специальных случаев из рисунка [math]6[/math]. Обратный процесс для всех специальных случаев, а так же для первых трёх базовых выполняется по строгому алгоритму, т.е. разрешим за [math]O(1)[/math].