WikiDer > Ширина клики

Строительство дистанционно-наследственный граф ширины клики 3 непересекающимися союзами, перемарками и соединениями ярлыков. Метки вершин показаны цветами.

В теория графов, то ширина клики из график ${displaystyle G}$ - параметр, описывающий структурную сложность графа; это тесно связано с ширина дерева, но в отличие от ширины дерева она может быть ограничена даже при плотные графы.Он определяется как минимальное количество меток, необходимых для построения ${displaystyle G}$ с помощью следующих 4 операций:

1. Создание новой вершины v с этикеткой я ( отметил я (v) )
2. Непересекающееся объединение двух помеченных графов грамм и ЧАС (обозначено ${displaystyle Goplus H}$ )
3. Соединяя ребром каждую вершину с меткой я в каждую вершину, помеченную j (обозначен η (i, j)), куда ${displaystyle ieq j}$
4. Переименование ярлыка я маркировать j (обозначено ρ(я,j) )

Графы ограниченной ширины клики включают кографы и дистанционно-наследственные графы. Хотя это является NP-жесткий для вычисления ширины клики, когда она не ограничена, и неизвестно, может ли она быть вычислена за полиномиальное время, когда она ограничена, эффективно аппроксимационные алгоритмы для ширины клики известны. на основе этих алгоритмов и на Теорема Курселямногие задачи оптимизации графов, которые являются NP-трудными для произвольных графов, могут быть быстро решены или аппроксимированы на графах ограниченной ширины клики.

Последовательности построения, лежащие в основе концепции ширины клики, были сформулированы Курсель, Энгельфриет и Розенберг в 1990 г.^[1] и по Ванке (1994). Название «ширина клики» использовалось для другой концепции Хлебикова (1992). К 1993 году этот термин уже имел свое нынешнее значение.^[2]

Специальные классы графов

Кографы - это в точности графы с шириной клики не более 2.^[3] Каждый дистанционно-наследственный граф имеет ширину клики не более 3. Однако ширина клики графов с единичными интервалами не ограничена (в зависимости от их сеточной структуры).^[4] Точно так же ширина клики двудольных графов перестановок не ограничена (на основе аналогичной структуры сетки).^[5] На основе характеристики кографов как графов без индуцированного подграфа, изоморфного бесхордовому пути с четырьмя вершинами, была классифицирована ширина клики многих классов графов, определенных запрещенными индуцированными подграфами.^[6]

Другие графы с ограниченной шириной клики включают k-листовые полномочия для ограниченных значений k; эти индуцированные подграфы из листьев дерева Т в мощность графика Т^k. Однако листовые степени с неограниченными показателями не имеют ограниченной ширины клики.^[7]

Границы

Курсель и Олариу (2000) и Корнейл и Ротикс (2005) доказали следующие оценки ширины клики некоторых графов:

• Если граф имеет ширину клики не более k, то и каждый индуцированный подграф графа.^[8]
• В дополнительный граф графа ширины клики k имеет ширину клики не более 2k.^[9]
• Графики ширина дерева ш иметь ширину клики не более 3 · 2^{ш − 1}. Экспоненциальная зависимость в этой оценке необходима: существуют графы, ширина клики которых экспоненциально больше ширины их дерева.^[10] С другой стороны, графы ограниченной ширины клики могут иметь неограниченную ширину дерева; например, п-вертекс полные графики имеют ширину клики 2, но ширину дерева п − 1. Однако графы ширины клики k у которых нет полный двудольный граф K_т,т как подграф имеют ширину не более 3k(т − 1) − 1. Поэтому для каждой семьи разреженные графики, ограниченная ширина дерева эквивалентна ограниченной ширине клики.^[11]
• Другой параметр графика, ширина ранга, ограничена в обоих направлениях шириной клики: rank-width ≤ clique-width ≤ 2^{ширина ранга + 1}.^[12]

Кроме того, если график грамм имеет ширину клики k, то мощность графика грамм^c имеет ширину клики не более 2kc^k.^[13] Хотя существует экспоненциальный пробел как в оценке ширины клики по ширине дерева, так и в оценке ширины клики для степеней графа, эти границы не дополняют друг друга: если граф грамм имеет ширину дерева ш, тогда грамм^c имеет ширину клики не более 2(c + 1)^{ш + 1} − 2, только однократно экспоненциальный по ширине дерева.^[14]

Вычислительная сложность

Нерешенная проблема в математике: Можно ли распознать графы ограниченной ширины клики за полиномиальное время? (больше нерешенных задач по математике)

Многие проблемы оптимизации, которые NP-жесткий для более общих классов графов может быть эффективно решено динамическое программирование на графах ограниченной ширины клики, когда известна последовательность построения этих графов.^[15][16] В частности, каждый свойство графа что может быть выражено в MSO₁ монадическая логика второго порядка (форма логики, позволяющая количественную оценку по множествам вершин) имеет алгоритм линейного времени для графов ограниченной ширины клики в виде Теорема Курселя.^[16]

Также можно найти оптимальные раскраски графиков или же Гамильтоновы циклы для графов с ограниченной шириной клики за полиномиальное время, когда последовательность построения известна, но показатель полинома увеличивается с увеличением ширины клики, и данные теории вычислительной сложности показывают, что эта зависимость, вероятно, необходима.^[17]Графы ограниченной ширины клики имеют вид χ-ограниченный, что означает, что их хроматическое число не более чем функция размера их самой большой группы.^[18]

Графики ширины клики три могут быть распознаны и последовательность построения для них найдена за полиномиальное время с использованием алгоритма, основанного на расщепление.^[19]Для графов неограниченной ширины клики это NP-жесткий точно вычислить ширину клики, а также NP-сложно получить приближение с сублинейной аддитивной ошибкой.^[20] Однако, когда ширина клики ограничена, можно получить последовательность построения ограниченной ширины (экспоненциально большей, чем фактическая ширина клики) за полиномиальное время.^[21] Остается открытым, можно ли вычислить точную ширину клики или ее более точное приближение. управляемое время с фиксированными параметрами, можно ли его вычислить за полиномиальное время для каждой фиксированной границы ширины клики или даже можно ли распознать графики ширины клики четыре за полиномиальное время.^[20]

Отношение к ширине дерева

Теория графов ограниченной ширины клики похожа на теорию графов ограниченной ширины. ширина дерева, но в отличие от Treewidth позволяет плотные графы. Если семейство графов имеет ограниченную ширину клики, то либо оно имеет ограниченную ширину дерева, либо каждую полный двудольный граф является подграфом графа в семье.^[11] Ширина дерева и ширина клики также связаны через теорию линейные графики: семейство графов имеет ограниченную ширину дерева тогда и только тогда, когда их линейные графы имеют ограниченную ширину клики.^[22]

Примечания

Рекомендации