WikiDer > График Cop-Win

Cop-win graph

В теория графов, а граф выигрыша является неориентированный граф на котором преследователь (полицейский) всегда может выиграть преследование-уклонение игра, в которой он преследует грабителя, игроки поочередно перемещаются по краю графа или остаются на месте, пока полицейский не приземляется на вершину грабителя.[1] Графы конечных выигрышей также называют разборные графы или же конструктивные графы, потому что их можно разобрать, неоднократно удаляя доминируемую вершину (ту, у которой закрытый район является подмножеством окрестности другой вершины) или построено путем многократного добавления такой вершины. Графики Cop-Win можно увидеть в полиномиальное время по жадный алгоритм что составляет порядок демонтажа. Они включают хордовые графы, а графы, содержащие универсальная вершина.

Определения

Преследование-уклонение

Графы Cop-Win (и дополнительный класс графов, графы Robber-Win) были введены Новаковски и Винклер (1983) в контексте следующей игры "преследование-уклонение", изобретение которой они приписывают Г. Габору и А. Киллиоту. Два игрока, полицейский и грабитель, находятся в разных начальных вершинах данного графа. Играют по очереди; в свой ход каждый игрок может либо переместиться в соседнюю вершину, либо остаться на месте. Игра заканчивается, и коп выигрывает, если коп может закончить свой ход в той же вершине, что и грабитель. Грабитель побеждает, бесконечно уклоняясь от полицейского. Граф выигрыш-полицейский - это граф, обладающий тем свойством, что, независимо от того, где двое игроков начинают, полицейский всегда может добиться победы.[2]

Разборка

В закрытый район N[v] вершины v в данном графе - это множество вершин, состоящих из v себя и всех других вершин, смежных с v. Вершина v как говорят преобладают другой вершиной ш когда N[v] ⊂ N[ш]. То есть, v и ш смежны, а все остальные соседи v также является соседом ш.[3] Новаковски и Винклер (1983) назовем вершину, в которой доминирует другая вершина, неприводимая вершина.[2]

А порядок демонтажа или же приказ об устранении господства данного графа - это такой порядок вершин, что, если вершины удаляются одну за другой в этом порядке, каждая вершина (кроме последней) является доминируемой. Граф является разборным тогда и только тогда, когда он имеет приказ на демонтаж.[2][3]

Свойства закрытия

абcdежграммчас
8
Chessboard480.svg
h8 черный король
а1 белый король
8
77
66
55
44
33
22
11
абcdежграммчас
Белый король (полицейский) может победить черного короля (грабителя) на шахматной доске, поэтому граф короля граф коп-выигрыш.

Семейство графов Cop-Win замкнуто относительно сильные произведения графов. Полицейский может выиграть в сильном произведении графов выигрыш копов, играя, чтобы выиграть один из факторов продукта, и после этого играя в оставшиеся факторы таким же образом, продолжая оставаться в той же вершине, что и грабитель в уже выигранный фактор.[2] Например, граф короля, сильное произведение двух графы путей, беспроигрышный вариант. Стратегия факторов для белого короля состоит в том, чтобы сначала переместиться в тот же ряд, что и черный король, а затем двигаться к черному королю, оставаясь в том же ряду, что и черный король.[4]

Неправда, что каждый индуцированный подграф графа коп-выигрыш - это коп-выигрыш. Однако некоторые специальные индуцированные подграфы остаются беспроигрышными.Новаковски и Винклер (1983) определить втягивание графа грамм на один из индуцированные подграфы ЧАС быть отображением из вершин грамм в вершины ЧАС который отображает каждую вершину ЧАС в себя, и это отображает каждые две смежные вершины грамм либо к той же вершине, что и друг друга, либо к паре соседних вершин в ЧАС. Затем, как они утверждают, семейство графов co-win замыкается при ретракции. Ведь полицейский может выиграть ЧАС путем моделирования игры в грамм. Когда выигрышная стратегия в грамм будет призывать полицейского оставаться на месте или следовать за ребром, конечные точки которого сопоставлены с той же вершиной ЧАС, полицейский остается в ЧАС. А во всех остальных случаях коп идет по краю в ЧАС то есть изображение при ретракции выигрышного края в грамм.[2]

Эквивалентность выигрыша и разборности

Каждый демонтируемый граф беспроигрышен. Выигрышная стратегия для полицейского - найти вершину, над которой доминируют v, и следовать (по индукции) оптимальной стратегии на графе, образованном удалением v, делая вид, что грабитель находится на вершине, которая доминирует v когда он на самом деле на v. Это приведет либо к фактической победе в игре, либо к позиции, в которой грабитель окажется на v и коп находится на доминирующей вершине, из которой коп может выиграть еще одним ходом.[2] Эта стратегия может быть использована в качестве основы для доказательства путем индукции того факта, что в п-вершинный граф, полицейский может добиться победы не более чем в п − 4 движется.[5][6]

И наоборот, каждый граф выигрыша-копа имеет доминируемую вершину. Ведь, если грабитель играет оптимально, чтобы игра длилась как можно дольше, и последняя позиция в игре перед победой полицейского имеет вершину c и грабитель в р, тогда р должен преобладать c, иначе грабитель мог продлить игру хотя бы на один ход. Функция, отображающая р на c и оставляет все остальные вершины на месте - это ретракция, поэтому граф, образованный удалением доминируемой вершины, должен оставаться копирующим. По индукции отсюда следует, что любой граф co-win демонтируем.[2] Тот же аргумент показывает, что в графе без доминируемых вершин грабитель никогда не проиграет: всегда есть ход в вершину, не смежную с копом. В произвольном графе, который не является полноправным, грабитель может выиграть, удалив все доминируемые вершины и играя в оставшемся подграфе, который должен быть непустым, иначе граф будет разобран.

Алгоритмы распознавания и семейство всех заказов на демонтаж

Если вершина в графе Cop-Win является доминирующей, то (по мере удаления других доминируемых вершин) она остается доминируемой до тех пор, пока она не будет удалена сама или не станет последней вершиной порядка демонтажа. Поэтому сборник действующих заказов на демонтаж имеет структуру антиматроид, а порядок демонтажа можно узнать простым жадный алгоритм который многократно находит и удаляет любую доминируемую вершину. Процесс завершается успешно тогда и только тогда, когда граф является беспроигрышным, поэтому, помимо предоставления алгоритма для поиска распоряжений о демонтаже, этот метод предоставляет алгоритм для проверки того, является ли данный граф второстепенным. Один способ найти каждую последующую вершину для удаления заключается в выполнении следующих шагов:

  • Найдите все треугольники на графике и подсчитайте количество треугольников, в которых участвует каждое ребро.
  • Неоднократно находить вершину v то есть конечная точка ребра, участвующего в количестве треугольников, равном степени v минус один, удалить v, и уменьшите количество треугольников на ребро каждого оставшегося ребра, образующего треугольник с v.

На графике с п вершины, м края и вырождение d, этот процесс можно осуществить вовремяО(дм).[7]

Альтернативный и более сложный алгоритм Спинрад (2004) включает в себя поддержание числа, называемого дефицит для каждой смежной пары вершин (Икс, y), который считает количество соседей Икс которые не соседи y. Он создает и поддерживает актуальные набор дефицита (соседи Икс которые не соседи y) только при небольшом дефиците. Чтобы ускорить вычисления, он использует деревья решений которые классифицируют вершины в соответствии с их смежностью с небольшими блоками бревно2 п вершины. Он выполняет следующие шаги:

  • Сгруппируйте вершины в блоки, постройте дерево решений для каждого блока и классифицируйте все вершины по их наборам соседей в каждом блоке.
  • Используйте эту классификацию, чтобы вычислить дефицит для всех смежных пар вершин во времени. О(п/бревно п) за пару.
  • Повторите следующие шаги п/бревно п раз, пока не будут удалены все вершины:
    • Постройте набор дефицита для всех соседних пар, которые имеют дефицит не более бревноп и которые еще не построили этот набор с использованием исходного набора деревьев решений за время О(п/бревно п) за пару.
    • Повторите следующие шаги бревно п раз:
      • Найдите пару (Икс, y) с построенным, но пустым набором дефицита.
      • Удалить вершину Икс
      • Удалять Икс из всех построенных дефицитных множеств, к которым он принадлежит.
    • Постройте дерево решений для бревно п удалили вершины и классифицировали все вершины по их соседям в этом наборе.
    • Используйте дерево решений, чтобы обновить дефицит для всех ребер за постоянное время для каждого ребра.

Время для этой процедуры О(п2 + мин/бревноп).[8]

Связанные семейства графов

Каждый конечный хордовый граф является демонтируемым графом, и любой порядок исключения хордального графа (порядок вершин, в котором последующие соседи каждой вершины образуют клика) является действующим порядком демонтажа. Однако существуют бесконечные хордовые графы, которые не являются беспроигрышными.[9]

Каждый граф, имеющий универсальная вершина является разборным, так как в каждой второй вершине преобладает универсальная вершина, и любой порядок вершин, при котором универсальная вершина помещается последней, является допустимым порядком разборки. Наоборот, почти все разборные графы имеют универсальную вершину в том смысле, что среди всех п-вершинно демонтируемых графов, доля этих графов, имеющих универсальную вершину, стремится к единице в пределе п уходит в бесконечность.[10]

Пятивершинник колесо графа это полицейский выигрыш, но не наследственный полицейский выигрыш.

В наследственно коп-выигрышные графы графы, в которых каждый изометрический подграф беспроигрышный. Это не верно для всех графов выигрыш полицейских; например, пятивершинный колесо графа является выигрышным по совокупности, но содержит изометрический 4-цикл, который не является выигрышным по совокупности, поэтому этот граф колеса не является наследственно-выигрышным. Графы с наследственным выигрышем - такие же, как и мостовые графы, графы, в которых каждый цикл длины четыре или более имеет ярлык, пара вершин в графе ближе, чем в цикле.[11] Граф с выигрышем от наследственности является наследственно выигрышным тогда и только тогда, когда он не имеет ни 4-цикла, ни 5-цикла в качестве индуцированных циклов. Для графа наследственно выигранных полисов обращение любого обход в ширину является допустимым порядком разборки, из которого следует, что любая вершина может быть выбрана в качестве последней вершины порядка разборки.[12]

Подобная игра с большим количеством полицейских может быть использована для определения номер полицейского графика - наименьшее количество полицейских, необходимое для победы в игре. Графы полицейских-победителей - это в точности графики с числом полицейских, равным единице.[13]

Рекомендации

  1. ^ Бонато, Энтони; Новаковски, Ричард Дж. (2011), Игра копов и разбойников на графах, Студенческая математическая библиотека, 61, Провиденс, Род-Айленд: Американское математическое общество, Дои:10.1090 / stml / 061, ISBN 978-0-8218-5347-4, МИСТЕР 2830217.
  2. ^ а б c d е ж грамм Новаковски, Ричард; Винклер, Питер (1983), «Преследование от вершины к вершине в графе», Дискретная математика, 43 (2–3): 235–239, Дои:10.1016 / 0012-365X (83) 90160-7, МИСТЕР 0685631.
  3. ^ а б Чепой, Виктор (1998), "О порядке сохранения расстояния и устранения доминирования", Журнал SIAM по дискретной математике, 11 (3): 414–436, Дои:10.1137 / S0895480195291230, МИСТЕР 1628110.
  4. ^ О том, что сильное произведение путей беспроигрышно, см. Новаковски и Винклер (1983). О том, что граф короля является сильным произведением путей, см. Беренд, Дэниел; Корах, Ефрем; Цукер, Шира (2005), «Двукрашивание плоских и родственных графов» (PDF), 2005 Международная конференция по анализу алгоритмов, Дискретная математика и теоретические материалы по информатике, Нэнси: Ассоциация дискретной математики и теоретической информатики, стр. 335–341, МИСТЕР 2193130.
  5. ^ Bonato, A .; Головач, П .; Hahn, G .; Кратохвил, Я. (2009), «Время захвата графика», Дискретная математика, 309 (18): 5588–5595, Дои:10.1016 / j.disc.2008.04.004, МИСТЕР 2567962.
  6. ^ Гавенчяк, Томаш (2010), «Графы выигрышных копов с максимальным временем захвата», Дискретная математика, 310 (10–11): 1557–1563, Дои:10.1016 / j.disc.2010.01.015, МИСТЕР 2601265.
  7. ^ Линь, Мин Чжи; Сулиньяк, Франсиско Дж .; Szwarcfiter, Jayme L. (2012), "Древовидность, час-индекс, и динамические алгоритмы », Теоретическая информатика, 426/427: 75–90, arXiv:1005.2211, Дои:10.1016 / j.tcs.2011.12.006, МИСТЕР 2891574.
  8. ^ Спинрад, Джереми П. (2004), "Распознавание квазитриангулированных графов", Дискретная прикладная математика, 138 (1–2): 203–213, Дои:10.1016 / S0166-218X (03) 00295-6, МИСТЕР 2057611. Spinrad дает более простой, но менее сжатый анализ времени О(п3/бревно п). Общее время, затраченное на шаг, который удаляет Икс из дефицитных наборов О(м бревно п), с преобладанием других терминов во времени.
  9. ^ Хан, Гена; Лавиолетт, Франсуа; Зауэр, Норберт; Вудро, Роберт Э. (2002), "О графах выигрыша полицейских", Дискретная математика, 258 (1–3): 27–41, Дои:10.1016 / S0012-365X (02) 00260-1, МИСТЕР 2002070.
  10. ^ Бонато, Энтони; Кемкес, Грэм; Prałat, Paweł (2012), «Почти все графы Cop-win содержат универсальную вершину», Дискретная математика, 312 (10): 1652–1657, Дои:10.1016 / j.disc.2012.02.018, МИСТЕР 2901161.
  11. ^ Anstee, R.P .; Фарбер, М. (1988), «О мостовых графах и графах-победителях», Журнал комбинаторной теории, Серия B, 44 (1): 22–28, Дои:10.1016/0095-8956(88)90093-7, МИСТЕР 0923263.
  12. ^ Чепой, Виктор (1997), "Мостовые графы - это графы с выигрышем: алгоритмическое доказательство", Журнал комбинаторной теории, Серия B, 69 (1): 97–100, Дои:10.1006 / jctb.1996.1726, МИСТЕР 1426753.
  13. ^ Aigner, M .; Фромме, М. (1984), «Игра полицейских и грабителей», Дискретная прикладная математика, 8 (1): 1–11, Дои:10.1016 / 0166-218X (84) 90073-8, МИСТЕР 0739593

внешняя ссылка