Разбиение графа на узло-непересекающиеся циклы

15

Связанная проблема: Теорема Веблена утверждает, что «граф допускает разложение цикла тогда и только тогда, когда оно четное». Циклы являются ребрами непересекающимися, но не обязательно узлы непересекающимися. Другими словами, «множество ребер графа можно разбить на циклы тогда и только тогда, когда каждая вершина имеет четную степень».

Моя проблема: Интересно, кто-нибудь изучал разбиение графа на узло-непересекающиеся циклы. То есть разбить вершины графа G на V 1 , V 2 , , V k , и каждый подграф, индуцированный V i, является гамильтоновым.VGV1,V2,,VkVi

NP-сложный или легкий?

Более связанная проблема: разбиение на треугольник является NP-полным. (Страница 68 из «Компьютеры и неразрешимость»)

Спасибо за ваш совет заранее. ^^

Пэн Чжан
источник
8
Существует простое сокращение соответствия. Хорошо известно упражнение в алгоритмах.
Чандра Чекури
1
Это ваша проблема: en.wikipedia.org/wiki/Vertex_cycle_cover ?
Томас Але
@ThomasAhle Спасибо, я не знал об этой вики-странице. Это называется «непересекающаяся обложка цикла», упомянутая на этой вики-странице.
Пэн Чжан

Ответы:

20

Разбиение на вершинно-непересекающиеся циклы - это то же самое, что 2-регулярный подграф, более известный как 2-фактор. Его можно найти (если он существует) за полиномиальное время с помощью алгоритма, основанного на сопоставлении. Например, смотрите эту ссылку .

ETA, ноябрь 2013: из комментариев ниже видно, что сокращение от источника, указанного выше, неверно. Однако утверждение о том, что проблема может быть сведена к идеальному сопоставлению, остается верным. Правильная редукция содержится в WT Tutte (1954), «Краткое доказательство теоремы о факторе для конечных графов», Canadian J. Math. 6: 347–352 .

Заменить каждую вершину со степенью d полным двудольным графом G v = K d ,vd , и представьте каждое реброuvисходного графа ребром из одной вершины G u в одну вершину G v (на стороне двудольного раздела сdвершинами) таким образом, чтобы каждая вершина G v на той стороне двунаправленного шва есть ровно один такой инцидент с краем.Gv=Kd,d2uvGuGvdGv

Тогда идеальное соответствие в модифицированном графе должно соответствовать вершинам на их стороне двудольного раздела G v с d - 2 из d вершин на другой стороне, оставляя ровно две свободные вершины, которые должны быть сопоставлены с их соседи в других подграфах G u . Таким образом, идеальные соответствия модифицированного графа соответствуют 1-к-1 с покрытиями циклов исходного графа.d2Gvd2dGu

Дэвид Эппштейн
источник
Я не понимаю Все упоминания об этом алгоритме, которые я нашел, начинаются с вычисления тура Эйлера. Тем не менее, есть много графиков, которые можно покрыть циклом без тура Эйлера. Это также в P, если мы не требуем использования всех ребер?
Томас Але
Вы читали статью, на которую я ссылался? Я не вижу упоминаний о турах Эйлера.
Дэвид Эппштейн
Это немного сложно понять. Когда вы строите , меняя каждое ребро ( i , j ) на ребро с V на V ( ( i , j ) ), как вы узнаете, какой конец положить в V, а какой - в V ? Кажется, что газета «просто возьмите второй», но это не ориентированный граф.E(i,j)VV(i,j)VV
Томас Але
1
Я имею в виду, что я мог бы также преобразовать каждое неориентированное ребро в направленное ребро в каждом направлении, но тогда сопоставление может просто дать мне много циклов "длина 2", не так ли?
Томас Але
1
@ThomasAhle очевидно перепутал условия; то , что я имел в виду это -регулярен порождающий граф, он же к -коэффициентуkk
Манфред Вайс