Определения
Пусть [math]G(V,E)[/math] - двудольный граф. [math]L[/math] - множество вершин первой доли. [math]R[/math] - множество вершин правой доли.
| Определение: |
| Полным(совершенным) паросочетанием называется паросочетание, в которое входят все вершины. |
| Определение: |
| Пусть [math]X \subset V [/math]. Множeство соседей [math]X[/math] определим формулой: [math]N(X)= \{ y \in V: (x,y) \in E \}[/math] |
Теорема
| Теорема (Холл): |
Полное паросочетание существует тогда и только тогда, когда для любого [math]A \subset L [/math] выполнено [math]|A| \leq |N(A)|[/math]. |
| Доказательство: |
| [math]\triangleright[/math] |
|
[math]\Rightarrow[/math] Очевидно, что если существует полное паросочетание, то для любого [math]A \subset L [/math] выполнено [math]|A| \leq |N(A)|[/math]. У любого подмножества вершин есть по крайней мере столько же "соседей"("соседи по парасочетанию").
[math]\Leftarrow[/math] В обратную сторону докажем по индукции(будем добавлять в изначально пустое паросочетание [math]P[/math] по одному ребру, и доказывать, что мы можем это сделать, если [math]P[/math] не полное). Таким образом, в конце получим что [math]P[/math] — полное паросочетание.
- База: Одна вершина соединена хотя бы с одной вершиной из [math]R[/math]. Следовательно база верна.
- Переход: Пусть после [math]k\lt n[/math] шагов построено парасочетание [math]P[/math]. Докажем, что в [math]P[/math] можно добавить вершину [math]x[/math] из [math]L[/math], не насыщенную паросочетанием [math]P[/math]. Рассмотрим множество вершин [math]H[/math] — все вершины, достижимые из [math]x[/math], если можно ходить из [math]R[/math] в [math]L[/math] только по ребрам из [math]P[/math], а из [math]L[/math] в [math]R[/math] по любым ребрам из [math]G[/math]. Тогда в [math]H[/math] найдется вершина [math]y[/math] из [math]R[/math], не насыщенная паросочетанием [math]P[/math], иначе, если рассмотреть вершины [math]H_L[/math](вершины из [math]H[/math] принадлежащие [math]L[/math]), то для них не будет выполнено условие: [math]|H_L| \gt |N(H_L)|[/math]. Тогда существует путь из [math]x[/math] в [math]y[/math], который будет удлиняющим для паросочетания [math]P[/math](т.к из [math]R[/math] в [math]L[/math] мы проходили по ребрам паросочетания [math]P[/math]). Увеличив паросочетание [math]P[/math] вдоль этого пути, получаем искомое паросочетание. Следовательно предположение индукции верно.
|
| [math]\triangleleft[/math] |
Пояснения к доказательству
Нахождение кратчайшего расстояния между двумя вершинами
Пусть было построено паросочетание размером 3(синие ребра).
Добавляем вершину с номером 4.
Во множество H вошли вершины с номерами 1,3,4,5,7,8.
Ненасыщенная вершина из правой доли всегда найдется(в примере вершина с номером 8), т.к иначе получаем противоречи:
- в [math]H_R[/math] входят только насыщенные вершины
- [math]N(H_L) = H_R[/math]
- в [math]H_L[/math] по карйней мере [math]H_R+1[/math] вершин("соседи" по паросочетанию для каждой вершины из [math]H_R[/math] и ещё одна вершина которую пытаемся добавить).
Цепь {4,7,3,8} является удлиняющей для текущего паросочетания.
Увеличив текущее парасочетание вдоль неё мы насытим вершину с номером 4.
Примечания
Иногда теорему называют теоремой о свадьбах.
Также теорема обобщается на граф, имеющий произвольное множество долей.
Ссылки
