Алгоритм двух китайцев — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Описание)
Строка 12: Строка 12:
 
=== Описание ===
 
=== Описание ===
  
1) Если хотя бы одна вершина графа <tex>G</tex> недостижима из <tex>v</tex>, то требуемое дерево построить нельзя.<br>
+
Если хотя бы одна вершина графа <tex>G</tex> недостижима из <tex>v</tex>, то требуемое дерево построить нельзя.<br>
2) Для каждой вершины <tex>u \ne v</tex> графа <tex>G</tex> произведём следующую операцию: найдём ребро минимального веса, входящее в <tex>u</tex>, и вычтем вес этого ребра из весов всех рёбер, входящих в <tex>u</tex>. <tex>m(u) = \min \limits_{tu \in E}w(tu), w'(tu) = w(tu) - m(u)</tex>.<br>
+
<br>
3) Строим граф <tex>K = (V,K_0)</tex>, где <tex>K_0</tex> — множество рёбер нулевого веса графа <tex>G</tex> c весовой функцией <tex>w'</tex>. Если в этом графе найдётся остовное дерево с корнем в <tex>v</tex>, то оно и будет искомым.<br>
+
 
4) Если такого дерева нет, то построим граф <tex>C</tex> — конденсацию графа <tex>K</tex>. Пусть <tex>y</tex> и <tex>z</tex> — две вершины графа <tex>C</tex>, отвечающие компонентам сильной связности <tex>Y</tex> и <tex>Z</tex> графа <tex>K</tex> соответственно. Положим вес ребра между вершинами <tex>y</tex> и <tex>z</tex> равным минимальному среди весов рёбер графа <tex>G</tex> с весовой функцией <tex>w'</tex>, идущих из <tex>Y</tex> в <tex>Z</tex>.<br>
+
# Для каждой вершины <tex>u \ne v</tex> графа <tex>G</tex> произведём следующую операцию: найдём ребро минимального веса, входящее в <tex>u</tex>, и вычтем вес этого ребра из весов всех рёбер, входящих в <tex>u</tex>. <tex>m(u) = \min \limits_{tu \in E}w(tu), w'(tu) = w(tu) - m(u)</tex>.<br>
5) Продолжим с пункта 2, используя граф <tex>C</tex> вместо <tex>G</tex>.<br>
+
# Строим граф <tex>K = (V,K_0)</tex>, где <tex>K_0</tex> — множество рёбер нулевого веса графа <tex>G</tex> c весовой функцией <tex>w'</tex>. Если в этом графе найдётся остовное дерево с корнем в <tex>v</tex>, то оно и будет искомым.<br>
6) В <tex>C</tex> построено MST <tex>T</tex>. Построим теперь MST <tex>T'</tex> в <tex>G</tex> с весовой функцией <tex>w'</tex>. Добавим к <tex>T'</tex> все вершины компоненты сильной связности графа <tex>K</tex>, которой принадлежит <tex>v</tex> (по путям нулевого веса из <tex>v</tex>). Пусть в <tex>T</tex> есть ребро <tex>yz</tex>, где <tex>y</tex> отвечает компоненте сильной связности <tex>Y</tex>, а <tex>z</tex> — компоненте сильной связности <tex>Z</tex> графа <tex>K</tex>. Между <tex>Y</tex> и <tex>Z</tex> в графе <tex>G</tex> с весовой функцией <tex>w'</tex> есть ребро <tex>y'z'</tex>, вес которого равен весу ребра <tex>yz</tex>. Добавим это ребро к дереву <tex>T'</tex>. Добавим к <tex>T'</tex> все вершины компоненты <tex>Z</tex> по путям нулевого веса из <tex>z'</tex>. Сделаем так для каждого ребра дерева <tex>T</tex>.<br>
+
# Если такого дерева нет, то построим граф <tex>C</tex> — конденсацию графа <tex>K</tex>. Пусть <tex>y</tex> и <tex>z</tex> — две вершины графа <tex>C</tex>, отвечающие компонентам сильной связности <tex>Y</tex> и <tex>Z</tex> графа <tex>K</tex> соответственно. Положим вес ребра между вершинами <tex>y</tex> и <tex>z</tex> равным минимальному среди весов рёбер графа <tex>G</tex> с весовой функцией <tex>w'</tex>, идущих из <tex>Y</tex> в <tex>Z</tex>.<br>
7) Полученное дерево <tex>T'</tex> — MST в графе <tex>G</tex>.
+
# Продолжим с пункта 2, используя граф <tex>C</tex> вместо <tex>G</tex>.<br>
 +
# В <tex>C</tex> построено MST <tex>T</tex>. Построим теперь MST <tex>T'</tex> в <tex>G</tex> с весовой функцией <tex>w'</tex>. Добавим к <tex>T'</tex> все вершины компоненты сильной связности графа <tex>K</tex>, которой принадлежит <tex>v</tex> (по путям нулевого веса из <tex>v</tex>). Пусть в <tex>T</tex> есть ребро <tex>yz</tex>, где <tex>y</tex> отвечает компоненте сильной связности <tex>Y</tex>, а <tex>z</tex> — компоненте сильной связности <tex>Z</tex> графа <tex>K</tex>. Между <tex>Y</tex> и <tex>Z</tex> в графе <tex>G</tex> с весовой функцией <tex>w'</tex> есть ребро <tex>y'z'</tex>, вес которого равен весу ребра <tex>yz</tex>. Добавим это ребро к дереву <tex>T'</tex>. Добавим к <tex>T'</tex> все вершины компоненты <tex>Z</tex> по путям нулевого веса из <tex>z'</tex>. Сделаем так для каждого ребра дерева <tex>T</tex>.<br>
 +
# Полученное дерево <tex>T'</tex> — MST в графе <tex>G</tex>.
  
 
=== Корректность ===
 
=== Корректность ===

Версия 15:55, 11 декабря 2012

Алгоритм двух китайцев — алгоритм построения минимального остовного дерева во взвешенном ориентированном графе с корнем в заданной вершине. Был разработан математиками Чу Йонджином и Лю Цзенхонгом.

Постановка задачи

Дан взвешенный ориентированный граф [math]G(V, E)[/math] и начальная вершина [math]v[/math]. Требуется построить корневое остовное дерево в [math]G[/math] с корнем в вершине [math]v[/math], сумма весов всех ребер которого минимальна.

Алгоритм

Исходный граф [math]G[/math]
Граф [math]C[/math], построенный по графу [math]G[/math]

Описание

Если хотя бы одна вершина графа [math]G[/math] недостижима из [math]v[/math], то требуемое дерево построить нельзя.

  1. Для каждой вершины [math]u \ne v[/math] графа [math]G[/math] произведём следующую операцию: найдём ребро минимального веса, входящее в [math]u[/math], и вычтем вес этого ребра из весов всех рёбер, входящих в [math]u[/math]. [math]m(u) = \min \limits_{tu \in E}w(tu), w'(tu) = w(tu) - m(u)[/math].
  2. Строим граф [math]K = (V,K_0)[/math], где [math]K_0[/math] — множество рёбер нулевого веса графа [math]G[/math] c весовой функцией [math]w'[/math]. Если в этом графе найдётся остовное дерево с корнем в [math]v[/math], то оно и будет искомым.
  3. Если такого дерева нет, то построим граф [math]C[/math] — конденсацию графа [math]K[/math]. Пусть [math]y[/math] и [math]z[/math] — две вершины графа [math]C[/math], отвечающие компонентам сильной связности [math]Y[/math] и [math]Z[/math] графа [math]K[/math] соответственно. Положим вес ребра между вершинами [math]y[/math] и [math]z[/math] равным минимальному среди весов рёбер графа [math]G[/math] с весовой функцией [math]w'[/math], идущих из [math]Y[/math] в [math]Z[/math].
  4. Продолжим с пункта 2, используя граф [math]C[/math] вместо [math]G[/math].
  5. В [math]C[/math] построено MST [math]T[/math]. Построим теперь MST [math]T'[/math] в [math]G[/math] с весовой функцией [math]w'[/math]. Добавим к [math]T'[/math] все вершины компоненты сильной связности графа [math]K[/math], которой принадлежит [math]v[/math] (по путям нулевого веса из [math]v[/math]). Пусть в [math]T[/math] есть ребро [math]yz[/math], где [math]y[/math] отвечает компоненте сильной связности [math]Y[/math], а [math]z[/math] — компоненте сильной связности [math]Z[/math] графа [math]K[/math]. Между [math]Y[/math] и [math]Z[/math] в графе [math]G[/math] с весовой функцией [math]w'[/math] есть ребро [math]y'z'[/math], вес которого равен весу ребра [math]yz[/math]. Добавим это ребро к дереву [math]T'[/math]. Добавим к [math]T'[/math] все вершины компоненты [math]Z[/math] по путям нулевого веса из [math]z'[/math]. Сделаем так для каждого ребра дерева [math]T[/math].
  6. Полученное дерево [math]T'[/math] — MST в графе [math]G[/math].

Корректность

Замечания:

  • После перевзвешивания в каждую вершину, кроме [math]v[/math], входит по крайней мере одно ребро нулевого веса.
  • Пусть [math]T[/math] — искомое дерево в [math]G[/math] с весовой функцией [math]w[/math]. [math]w'(T) = w(T) - \sum \limits_{u \in V \setminus v}m(u)[/math], т.е. [math]T[/math] - MST в [math]G[/math] с весовой функцией [math]w[/math] тогда и только тогда, когда [math]T[/math] — MST в [math]G[/math] с весовой функцией [math]w'[/math].
Лемма:
Кратчайшее дерево путей [math]T'[/math] в графе [math]G[/math] можно получить, найдя кратчайшее дерево путей [math]T[/math] в графе [math]C[/math], а затем заменив в нем каждую компоненту сильной связности деревом, построенным из дуг нулевой длинны.
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]
Зафиксируем любое дерево путей и покажем, что в графе [math]G[/math] найдется дерево не большей длины, имеющее такую структуру, как сказано в лемме. Для такой структуры дерева необходимо и достаточно, чтобы в каждое из подмножеств входило только по одному ребру. Меньше быть не может, иначе получится отдельная компонента связности. Если же в какое-то подмножество входит больше чем одно ребро, то все ребра кроме одного можно заменить ребрами нулевой длины, лежащими внутри подмножества, что разве лишь уменьшит длину дерева и не нарушит связности. Повторяя это преобразование нужное число раз мы добьемся искомой структуры дерева.
[math]\triangleleft[/math]

Из сделанных замечаний и леммы следует, что дерево [math]T'[/math] — MST в [math]G[/math].

Реализация

лололол
  цу
    вц
  цв

Сложность

Всего будет построено не более [math]|V|[/math] конденсаций. Конденсацию можно построить за [math]O(|E|)[/math]. Значит, алгоритм можно реализовать за [math]O(|V||E|)[/math].

Источники

  • Романовский И. В. Дискретный анализ, 3-е изд., перераб. и доп. - СПб.:Невский Диалект; БХВ-Петербург, 2003. - 320 с.: ил. - ISBN 5-7940-0114-3
  • http://is.ifmo.ru