WikiDer > Дерево Гомори – Ху
Gomory–Hu tree
В комбинаторная оптимизация, то Дерево Гомори – Ху[1] неориентированного графа с емкостями является взвешенным дерево что представляет собой минимум s-т сокращения для всех s-т пары в графе. Дерево Гомори – Ху можно построить в |V | − 1 максимальный поток вычисления.
Определение
Позволять грамм = ((Vграмм, Eграмм), c) - неориентированный граф с c(ты,v) - емкость ребра (ты,v) соответственно.
- Обозначим минимальную вместимость s-т вырезано λул для каждого s, т ∈ Vграмм.
- Позволять Т = (Vграмм, EТ) - дерево, обозначим множество ребер в s-т путь по пул для каждого s, т ∈ Vграмм.
потом Т считается Дерево Гомори – Ху из грамм, если для каждого s, т ∈ Vграмм
- λул = минe∈Pул c(Sе, Те),
куда
- Sе, Те ⊆ Vграмм две компоненты связности Т∖{е}, и поэтому (Sе, Те) для мужчин s-т врезаться грамм.
- c(Sе, Те) - емкость разреза грамм.
Алгоритм
Алгоритм Гомори – Ху
- Вход: Взвешенный неориентированный граф G = ((Vграмм, Eграмм), c)
- Выход: Дерево Гомори – Ху Т = (VТ, EТ).
- 1 комплект VТ = {Vграмм} и EТ = ∅.
- 2. Выберите несколько Икс∈VТ с | Икс | ≥ 2, если такие Икс существуют. В противном случае переходите к шагу 6.
- 3. Для каждого связного компонента C = (VC, EC) в Т∖Икс. Позволять SC = ∪vТ∈VC vТ. Позволять S = { SC | C компонент связности в Т∖Икс}.
- Сожмите компоненты, чтобы сформировать грамм' = ((VГРАММ', EГРАММ'), c'), куда
- VГРАММ' = Икс ∪ S.
- EГРАММ' = Eграмм|Х × Х ∪ {(ты, SC) ∈ Икс×S | (ты,v)∈Eграмм для некоторых v∈SC} ∪ {(SC1, SC2) ∈ S ×S | (ты,v)∈Eграмм для некоторого u∈SC1 и v∈SC2}.
- c' : VГРАММ'×VГРАММ'→р+ функция емкости, определяемая как,
- если (ты,SC)∈Eграмм|X × S, c'(ты,SC) = Σv∈SC: (u, v) ∈Eграммc(ты,v),
- если (SC1,SC2)∈Eграмм|S × S, c'(SC1,SC2) = Σ(u, v) ∈Eграмм: u∈SC1∧v∈SC2 c(ты,v),
- c'(ты,v) = c(ты,v) иначе.
- 4. Выберите две вершины s, т ∈ Икс и найди минимум s-т резать (А',B') в грамм'.
- Набор А = (∪SC∈А'∩S SC) ∪ (А' ∩ Икс) и B = (∪SC∈B'∩S SC) ∪ (B' ∩ Икс).
- 5. Установите VТ = (VТ∖Икс) ∪ {А ∩ Икс, B ∩ Икс}.
- Для каждого е = (Икс, Y) ∈ EТ делать
- Если Y ⊂ А, набор е' = (А ∩ Икс, Y), иначе установите е' = (B ∩ Икс, Y).
- Набор EТ = (EТ∖{е}) ∪ {е'} и ш(е') = ш(е).
- Набор EТ = EТ ∪ {(А∩Икс, B∩Икс)}.
- Набор ш((А∩Икс, B∩Икс)) = c'(А', B').
- Переходите к шагу 2.
- 6. Замените каждый {v} ∈ VТ к v и каждый ({ты},{v}) ∈ EТ к (ты,v). Выход Т.
Анализ
С использованием субмодульный свойство функции емкости c, надо
- c(Икс) + c(Y) ≥ c(Икс ∩ Y) + c(Икс ∪ Y).
Тогда можно показать, что минимальная s-т врезаться грамм'также минимум s-т врезаться грамм для любого s, т ∈ Икс.
Чтобы показать это всем (п, Q) ∈ EТ, ш(п,Q) = λpq для некоторых п ∈ п, q ∈ Q на протяжении всего алгоритма используется следующая лемма,
- Для любого я, j, k в Vграмм, λik ≥ min (λij, λjk).
Лемму можно использовать снова и снова, чтобы показать, что выход Т удовлетворяет свойствам дерева Гомори – Ху.
Пример
Ниже приводится моделирование алгоритма Гомори – Ху, где
- зеленый круги являются вершинами Т.
- красный и синий круги - это вершины в грамм'.
- серый вершины выбраны s и т.
- красный и синий окраска представляет собой s-т резать.
- пунктирная края являются s-т вырезать набор.
- А - это множество вершин, обведенных в красный и B - это множество вершин, обведенных в синий.
| грамм' | Т | |
|---|---|---|
 |  | |
| ||
| 1. |  |  |
| ||
| 2. |  |  |
| ||
| 3. |  |  |
| ||
| 4. |  |  |
| ||
| 5. |  |  |
| ||
| 6. |
| |
| ||
Реализации: последовательные и параллельные
Алгоритм Гасфилда можно использовать для поиска дерева Гомори – Ху без сжатия вершин при той же временной сложности, что упрощает реализацию построения дерева Гомори – Ху.[2]
Эндрю В. Гольдберг и К. Циутсиуликлис реализовали алгоритм Гомори-Ху и алгоритм Гусфилда и выполнили экспериментальную оценку и сравнение.[3]
Cohen et al. сообщить результаты двух параллельных реализаций алгоритма Гасфилда с использованием OpenMP и MPI соответственно.[4]
Связанные понятия
В планарные графы, дерево Гомори – Ху двойственно минимальному весу основа цикла, в том смысле, что разрезы дерева Гомори – Ху двойственны набору циклов в двойственный граф которые составляют основу цикла минимального веса.[5]
Смотрите также
- Вырезать (теория графов)
- Теорема о максимальном расходе и минимальном разрезе
- Задача максимального расхода
Рекомендации
- ^ Гоморы, Р.Э.; Ху, Т. С. (1961). «Многотерминальные сетевые потоки». Журнал Общества промышленной и прикладной математики. 9 (4): 551–570. Дои:10.1137/0109047.
- ^ Гасфилд, Дэн (1990). «Очень простые методы анализа потоков в сети для всех пар». SIAM J. Comput. 19 (1): 143–155. Дои:10.1137/0219009.
- ^ Гольдберг, А. В .; Циутсиуликлис, К. (2001). «Алгоритмы вырезания дерева: экспериментальное исследование». Журнал алгоритмов. 38 (1): 51–83. Дои:10.1006 / jagm.2000.1136.
- ^ Cohen, J .; Л. А. Родригес; Ф. Сильва; Р. Кармо; А. Гуэдес; Э. П. Дуарте младший (2011). "Параллельные реализации алгоритма дерева разрезов Гасфилда". Конспект лекций по информатике (LNCS). 7016. Springer. 7016 (11-я Международная конференция «Алгоритмы и архитектуры для параллельной обработки» (ICA3PP)): 258–269. Дои:10.1007/978-3-642-24650-0_22. ISBN 978-3-642-24649-4. ISSN 0302-9743.
- ^ Hartvigsen, D .; Мардон, Р. (1994). «Задача минимального разреза всех пар и проблема базиса минимального цикла на плоских графах». SIAM J. Дискретная математика. 7 (3): 403–418. Дои:10.1137 / S0895480190177042..
- Б. Х. Корте, Йенс Выген (2008). «8.6 Деревья Гоморы – Ху». Комбинаторная оптимизация: теория и алгоритмы (Algorithms and Combinatorics, 21). Springer Berlin Heidelberg. стр.180–186. ISBN 978-3-540-71844-4.