| Определение: |
| Транзитивным остовом (или транзитивным сокращением, англ. transitive reduction) отношения [math] R [/math] на множестве [math] X [/math] называется минимальное отношение [math] R^- [/math] на [math] X [/math] такое, что транзитивное замыкание [math] R^- [/math] равно транзитивному замыканию [math] R [/math]. |
Алгоритм для антисимметричных отношений
Описание алгоритма
Пусть первоначально [math]R^-=R[/math].
Чтобы сделать [math]R^-[/math] минимальным отношением на [math]X[/math], таким, что транзитивное замыкание [math]R^-[/math] будет равно транзитивному замыканию [math]R[/math], рассмотрим всевозможные комбинации из каждых трёх элементов [math]a, b, c \in X[/math]. Если для этих элементов существует каждое из отношений: [math]aRb[/math], [math]bRc[/math] и [math]aRc[/math], — то исключим отношение [math]aRc[/math] из [math]R^-[/math]. После проверки всех комбинаций и исключения ненужных отношений получаем искомое отношение [math]R^-[/math].
Псевдокод
function [math]f[/math]([math]X[/math]: List<T>, [math]R[/math]: List<T>):
[math]R^- = R[/math]
foreach [math]a \in X[/math]
foreach [math]b \in X[/math]
foreach [math]c \in X[/math]
if [math]aRb[/math] and [math]bRc[/math] and [math]aRc[/math]
[math]R^- = R^-\setminus(a, c)[/math]
Доказательство корректности
Для удобства представим отношение в виде графа: [math] G = \left \lt V, E \right \gt [/math]. Его транзитивным остовом будет граф [math] G^- = \left \lt V, E^- \right \gt [/math].
Введём несколько обозначений:
- [math] u \underset{G}{\to} v [/math] — в графе [math] G [/math] есть ребро из вершины [math] u [/math] в [math] v [/math],
- [math] u \underset{G}{\leadsto} v [/math] — в графе [math] G [/math] есть путь (возможно, рёберно пустой) из вершины [math] u [/math] в [math] v [/math],
- [math] u \underset{G}{\overset{+}{\leadsto}} v [/math] — в графе [math] G [/math] есть рёберно непустой путь из вершины [math] u [/math] в [math] v [/math].
Также введём определение транзитивного замыкания в терминах теории графов:
| Определение: |
| Транзитивным замыканием (англ. transitive closure) графа [math] G = \left \lt V, E \right \gt [/math] называется граф [math] G^* = \left \lt V, E^* \right \gt [/math], где [math] E^* = \left \{ (i, j) \in V \times V \mid i \underset{G}{\leadsto} j \right \} [/math]. |
Так как отношение антисимметрично, то граф ацикличен, то есть в нём выполняется следующее: [math] \forall i, j \in V: i \underset{G}{\overset{+}{\leadsto}} j \Longrightarrow i \neq j [/math].
Докажем теорему, из которой следует алгоритм.
| Теорема: |
Пусть [math] G^- = \left \lt V, E^- \right \gt [/math]. Тогда [math] E^- = \left \{ k \underset{G}{\to} m \mid \forall l: [ k \underset{G}{\leadsto} l \wedge l \underset{G}{\to} m \Longrightarrow k = l ] \right \} [/math] |
| Доказательство: |
| [math]\triangleright[/math] |
|
Докажем, что [math] E^- \subseteq \left \{ k \underset{G}{\to} m \mid \forall l: [ k \underset{G}{\leadsto} l \wedge l \underset{G}{\to} m \Longrightarrow k = l ] \right \}[/math]:
- Пусть [math] G^- [/math] уже построен. Пусть [math] k \underset{G^-}{\to} m [/math]. Тогда [math] k \neq m [/math] (так как иначе удаление ребра [math] (k, m) [/math] из [math] E^- [/math] приведёт к образованию меньшего графа с тем же транзитивным замыканием, что нарушает условие минимальности транзитивного остова). Поэтому по определению транзитивного остова [math] k \underset{G}{\overset{+}{\leadsto}} m [/math].
- Пусть [math] l [/math] — вершина, для которой выполняется [math] k \underset{G}{\leadsto} l \wedge l \underset{G}{\to} m [/math]. Докажем, что [math] k = l [/math], от противного. Пусть [math] k \neq l [/math]. [math] G [/math] ацикличен, поэтому [math] l \neq m [/math]. Поскольку [math] G^* = (G^-)^* [/math], верно [math] k \underset{G^-}{\overset{+}{\leadsto}} l \wedge l \underset{G^-}{\overset{+}{\leadsto}} m [/math]. Поскольку [math] G^- [/math] ацикличен, путь из [math] k [/math] в [math] l [/math] не может содержать ребра [math] (k, m) [/math], аналогично путь из [math] l [/math] в [math] m [/math] не может содержать [math] (k, m) [/math]. Поэтому в [math] G^- [/math] существует путь из [math] k [/math] в [math] m [/math], не содержащий в себе ребро [math] (k, m) [/math], значит, удаление [math] (k, m) [/math] из [math] E^- [/math] не изменит транзитивное замыкание, что противоречит условию минимальности [math] E^- [/math]. Поэтому [math] \forall l: [ k \underset{G}{\leadsto} l \wedge l \underset{G}{\to} m \Longrightarrow k = l ] [/math]. Поскольку [math] k \underset{G}{\overset{+}{\leadsto}} m [/math], существует такая вершина [math] l [/math], что [math] k \underset{G}{\leadsto} l \wedge l \underset{G}{\to} m [/math], что приводит к выводу, что [math] k \underset{G}{\to} m [/math].
Докажем, что [math] \left \{ k \underset{G}{\to} m \mid \forall l: [ k \underset{G}{\leadsto} l \wedge l \underset{G}{\to} m \Longrightarrow k = l ] \right \} \subseteq E^- [/math]:
- Предположим, что [math] k \underset{G}{\to} m [/math] и [math] \forall l: [ k \underset{G}{\leadsto} l \wedge l \underset{G}{\to} m \Longrightarrow k = l ] [/math]. Докажем, что [math] k G^- m [/math], от противного. Предположим, что [math] (k, m) \notin E^- [/math]. Поскольку [math] G [/math] ацикличен, [math] k \neq m [/math] и поэтому [math] k \underset{G^-}{\overset{+}{\leadsto}} m [/math]. Поскольку [math] (k, m) \notin E^- [/math], существует вершина [math] l [/math] такая, что [math] k \underset{G^-}{\leadsto} l \wedge l \underset{G^-}{\leadsto} m [/math] и [math] k \neq l \neq m [/math], поэтому [math] k \underset{G}{\overset{+}{\leadsto}} l \wedge l \underset{G}{\overset{+}{\leadsto}} m [/math]. Поскольку [math] G [/math] ацикличен, существует вершина [math] l' \neq k [/math], для которой выполняется [math] k \underset{G}{\overset{+}{\leadsto}} l' \wedge l' \underset{G}{\to} m [/math], что противоречит нашему предположению.
Так как множества [math] E^- [/math] и [math] \left \{ k \underset{G}{\to} m \mid \forall l: [ k \underset{G}{\leadsto} l \wedge l \underset{G}{\to} m \Longrightarrow k = l ] \right \} [/math] включены друг в друга, они совпадают, то есть равны. |
| [math]\triangleleft[/math] |
Ассимптотика
Для множества [math]X[/math] c количеством элементов [math]n[/math] алгоритм работает за [math]O(n^3)[/math], так как в каждом из трёх циклов мы пробегаемся по всем элементам множества [math]X[/math].
См. также
Источники информации
