Jump to content

Справедливая окраска

В теории графов , области математики, справедливая раскраска — это присвоение цветов вершинам что неориентированного графа таким образом,

  • Никакие две соседние вершины не имеют одинакового цвета, и
  • Число вершин в любых двух цветовых классах отличается не более чем на одну.

То есть распределение вершин между разными цветами будет максимально равномерным. Например, было бы справедливо присвоить каждой вершине отдельный цвет, но обычно используется гораздо больше цветов, чем необходимо для оптимальной справедливой раскраски. Эквивалентный способ определения справедливой раскраски состоит в том, что это вложение данного графа в подграф графа Турана с тем же набором вершин. Есть два типа хроматических чисел, связанных со справедливой окраской. [1] Справедливое хроматическое число графа G — это наименьшее число k такое, что G имеет справедливую раскраску в k цветов. Но G может не иметь равноправных раскрасок для некоторого большего числа цветов; справедливый хроматический порог G G — это наименьшее k такое, что имеет справедливые раскраски для любого количества цветов , большего или равного k . [2]

Теорема Хайнала-Семереди , выдвинутая как гипотеза Пола Эрдеша ( 1964 ) и доказанная Андрашем Хайналом и Эндре Семереди ( 1970 ), утверждает, что любой граф с максимальной степенью Δ имеет справедливую раскраску с Δ + 1 цветом. Несколько связанных с этим гипотез остаются открытыми. Также известны алгоритмы с полиномиальным временем для поиска раскраски, соответствующей этой границе: [3] и для поиска оптимальных раскрасок специальных классов графов, но более общая проблема определения того, имеет ли произвольный граф справедливую раскраску в заданное количество цветов, является NP-полной .

Справедливая раскраска звезды К 1,5 .

Звезда полный К 1,5 — единственная центральная вершина, соединенная с пятью другими, — представляет собой двудольный граф , а потому может быть раскрашена в два цвета. Однако результирующая раскраска имеет одну вершину в одном цветовом классе и пять в другом, и поэтому не является справедливой. Наименьшее количество цветов в справедливой раскраске этого графа равно четырем: центральная вершина должна быть единственной вершиной в своем цветовом классе, поэтому остальные пять вершин должны быть разделены как минимум на три цветовых класса, чтобы гарантировать, что другой цвет все классы имеют не более двух вершин.

В более общем плане Мейер (1973) отмечает, что любая звезда K 1, n нуждается в цвета в любой равной расцветке; таким образом, хроматическое число графа может отличаться от его справедливого числа раскраски в n /4 раза. Поскольку K 1,5 имеет максимальную степень пять, количество цветов, гарантированное для него теоремой Хайнала – Семереди, равно шести, что достигается за счет присвоения каждой вершине отдельного цвета.

Еще одно интересное явление демонстрирует другой полный двудольный граф K 2 n + 1,2 n + 1 . Этот граф имеет справедливую 2-раскраску, заданную его двуразделением. Однако у него нет справедливой (2 n + 1)-раскраски: любое справедливое разбиение вершин на такое количество цветовых классов должно было бы иметь ровно две вершины на класс, но каждая из двух сторон двуразделения не может быть разделена на пары, поскольку они имеют нечетное число вершин. Следовательно, справедливый хроматический порог этого графа равен 2 n + 2, что значительно больше, чем его справедливое хроматическое число, равное двум.

Теорема Хайнала – Семереди

[ редактировать ]

Теорема Брукса утверждает, что любой связный граф максимальной степени Δ имеет Δ-раскраску, за двумя исключениями ( полные графы и нечетные циклы). Однако эта окраска в целом может быть далеко не справедливой. Пол Эрдеш ( 1964 ) предположил , что справедливая раскраска возможна только с одним дополнительным цветом: любой граф с максимальной степенью Δ имеет справедливую раскраску с Δ + 1 цветом. Случай ∆ = 2 прост (любое объединение путей и циклов может быть равномерно раскрашено с использованием повторяющегося шаблона из трёх цветов с небольшими корректировками повторения при закрытии цикла), а случай ∆ + 1= n /3 был ранее рассмотрен. была решена Корради и Хайналом (1963) . Полная гипотеза была доказана Хайналом и Семереди (1970) и теперь известна как теорема Хайнала – Семереди. Их первоначальное доказательство было длинным и сложным; более простое доказательство было дано Кирстедом и Косточкой (2008) . Алгоритм с полиномиальным временем для поиска справедливых раскрасок с таким количеством цветов был описан Кирстедом и Косточкой; они приписывают Марсело Мидларцу и Эндре Семереди ранее неопубликованный алгоритм с полиномиальным временем. Кирстед и Косточка также объявляют, но не доказывают усиление теоремы, чтобы показать, что справедливый k+1 -раскраска существует тогда, когда каждые две соседние вершины имеют в сумме степени не более 2k + 1.

Мейер (1973) выдвинул гипотезу о форме теоремы Брукса о справедливой раскраске: каждый связный граф с максимальной степенью Δ имеет справедливую раскраску в Δ или меньшее количество цветов, за исключением полных графов и нечетных циклов. Усиленная версия гипотезы утверждает, что каждый такой граф имеет справедливую раскраску ровно в ∆ цветов, за одним дополнительным исключением — полным двудольным графом , в котором обе стороны двудольного деления имеют одинаковое нечетное число вершин. [1]

Сеймур (1974) предложил усиление теоремы Хайнала–Семереди, которое также включает в себя плотные теорему Дирака о том, что графы являются гамильтоновыми : он предположил, что если каждая вершина в n -вершинном графе имеет по крайней мере kn /( k + 1) соседей , то граф содержит в качестве подграфа граф, образованный соединением вершин, находящихся на расстоянии не более k шагов друг от друга в n -цикле. Случай k = 1 — это сама теорема Дирака. Теорему Хайнала-Семереди можно восстановить из этой гипотезы, применив гипотезу для больших значений k к графу дополнений данного графа и используя в качестве классов цветов смежные подпоследовательности вершин из n -цикла. Гипотеза Сеймура была приближенно доказана, т.е. для графов, в которых каждая вершина имеет не менее kn /( k + 1)+o( n ) соседей. [4] В доказательстве используется несколько глубоких инструментов, включая саму теорему Хайнала – Семереди.

Еще одним обобщением теоремы Хайнала–Семереди является гипотеза Боллобаса–Элдриджа–Кэтлина (или для краткости BEC-гипотеза). [5] Это означает, что если G 1 и G 2 являются графами на n вершинах с максимальной степенью Δ 1 и Δ 2 соответственно, и если (Δ 1 + 1)(Δ 2 + 1) ≤ n+1 , то G 1 и G 2 могут быть упакованным. То есть G1 вершин и G2 n могут быть представлены в одном и том же наборе из без общих ребер. Теорема Хайнала–Семереди является частным случаем этой гипотезы, в которой G 2 представляет собой несвязное объединение клик . Кэтлин (1974) предлагает аналогичное, но более сильное условие для Δ 1 и Δ 2, при котором существование такой упаковки может быть гарантировано.

Специальные классы графов

[ редактировать ]

Для любого дерева максимальной степени Δ справедливое хроматическое число не превосходит

[6]

при этом худший случай происходит для звезды. Однако большинство деревьев имеют значительно меньшее справедливое хроматическое число: если дерево с n вершинами имеет Δ ≤ n /3 − O(1), то оно имеет равномерную раскраску только в три цвета. [7] Фурманьчик (2006) изучает справедливое хроматическое число произведений графа .

Вычислительная сложность

[ редактировать ]

Также изучалась проблема поиска справедливых раскрасок с как можно меньшим количеством цветов (ниже границы Хайнала-Семереди). Прямое сокращение от раскраски графа к справедливой раскраске можно доказать, добавив в граф достаточно много изолированных вершин, показав, что NP-полна проверка того, имеет ли граф справедливую раскраску с заданным количеством цветов (больше двух). Однако проблема становится более интересной, если ограничиться специальными классами графов или с точки зрения параметризованной сложности . Бодлаендер и Фомин (2005) показали, что, учитывая граф G и количество цветов c , можно проверить, допускает ли G справедливую c -раскраску за время O( n О( т ) ), где t дерева ширина G ; в частности, задача справедливой раскраски может быть оптимально решена за полиномиальное время для деревьев (ранее известных благодаря Chen & Lih 1994 ) и внешнепланарных графов . Алгоритм с полиномиальным временем также известен для справедливой раскраски разделенных графов . [8] Однако Fellows et al. (2007) доказывают, что, когда ширина дерева является параметром алгоритма, проблема является W[1]-сложной. Таким образом, маловероятно, что существует алгоритм с полиномиальным временем, независимый от этого параметра, или даже что зависимость от параметра может быть вынесена из показателя степени в формуле для времени работы.

Приложения

[ редактировать ]

Одна из причин справедливой окраски, предложенная Мейером (1973), касается планирования проблем . В этом приложении вершины графа представляют собой набор задач, которые необходимо выполнить, а ребро соединяет две задачи, которые не следует выполнять одновременно. Раскраска этого графа представляет собой разбиение задач на подмножества, которые могут выполняться одновременно; таким образом, количество цветов в раскраске соответствует количеству временных шагов, необходимых для выполнения всей задачи. Из соображений балансировки нагрузки желательно выполнять равное или почти равное количество задач на каждом временном шаге, и эта балансировка — именно то, чего достигает равномерная раскраска. Фурманьчик (2006) упоминает конкретное применение этого типа задачи планирования, распределяя университетские курсы по временным интервалам таким образом, чтобы курсы равномерно распределялись между доступными временными интервалами и избегали одновременного планирования несовместимых пар курсов.

Теорема Хайнала-Семереди также использовалась для оценки дисперсии сумм случайных величин с ограниченной зависимостью ( Pemmaraju 2001 ; Janson & Ruciński 2002 ). Если (как в случае с локальной леммой Ловаса ) каждая переменная зависит не более чем от ∆ других, можно использовать справедливую раскраску графика зависимости для разделения переменных на независимые подмножества, внутри которых границы Чернова можно вычислить , что приведет к более жесткому общему результату. границы дисперсии, чем если бы разделение было выполнено несправедливым способом.

Примечания

[ редактировать ]
  1. ^ Jump up to: а б Фурманьчик (2006) .
  2. ^ Обратите внимание, что когда k больше количества вершин в графе, тем не менее существует справедливая раскраска с k цветами, в которой все классы цветов имеют ноль или одну вершину, поэтому каждый граф имеет справедливый хроматический порог.
  3. ^ Кирстед, Генри А.; Косточка Александр Владимирович; Мидларц, Марцелл; Семереди, Эндрю (17 сентября 2010 г.). «Быстрый алгоритм справедливой раскраски» Комбинаторика 30 (2): 217–224. CiteSeerX   10.1.1.224.5588 . дои : 10.1007/s00493-010-2483-5 . ISSN   0209-9683 . S2CID   18721867 .
  4. ^ Комлос, Саркози и Семереди (1998) .
  5. ^ Боллобас и Элдридж (1978) .
  6. ^ Мейер (1973) .
  7. ^ Боллобас и Гай (1983) .
  8. ^ Чен, Ко и Ли (1996) .
[ редактировать ]
  • ECOPT Алгоритм ветвей и разрезов для решения задачи справедливой раскраски.
Arc.Ask3.Ru: конец переведенного документа.
Arc.Ask3.Ru
Номер скриншота №: 4c88ee4eec62e797624168660d2bcd48__1721106960
URL1:https://arc.ask3.ru/arc/aa/4c/48/4c88ee4eec62e797624168660d2bcd48.html
Заголовок, (Title) документа по адресу, URL1:
Equitable coloring - Wikipedia
Данный printscreen веб страницы (снимок веб страницы, скриншот веб страницы), визуально-программная копия документа расположенного по адресу URL1 и сохраненная в файл, имеет: квалифицированную, усовершенствованную (подтверждены: метки времени, валидность сертификата), открепленную ЭЦП (приложена к данному файлу), что может быть использовано для подтверждения содержания и факта существования документа в этот момент времени. Права на данный скриншот принадлежат администрации Ask3.ru, использование в качестве доказательства только с письменного разрешения правообладателя скриншота. Администрация Ask3.ru не несет ответственности за информацию размещенную на данном скриншоте. Права на прочие зарегистрированные элементы любого права, изображенные на снимках принадлежат их владельцам. Качество перевода предоставляется как есть. Любые претензии, иски не могут быть предъявлены. Если вы не согласны с любым пунктом перечисленным выше, вы не можете использовать данный сайт и информация размещенную на нем (сайте/странице), немедленно покиньте данный сайт. В случае нарушения любого пункта перечисленного выше, штраф 55! (Пятьдесят пять факториал, Денежную единицу (имеющую самостоятельную стоимость) можете выбрать самостоятельно, выплаичвается товарами в течение 7 дней с момента нарушения.)