Metrisk dimension (grafteori)

I grafteorin är den metriska dimensionen av en graf G den minsta kardinaliteten för en delmängd S av hörn så att alla andra hörn bestäms unikt av deras avstånd till hörnen i S. Att hitta den metriska dimensionen av en graf är ett NP-svårt problem; beslutsversionen, som avgör om den metriska dimensionen är mindre än ett givet värde, är NP-komplett .

Detaljerad definition

För en ordnad delmängd av hörn och en vertex v i en sammankopplad graf G , representationen av v med avseende på W är den ordnade k -tuppeln , där d ( x , y ) representerar avståndet mellan hörnen x och y . Mängden W är en upplösningsmängd (eller lokaliseringsmängd) för G om vartannat hörn av G har distinkta representationer. Den metriska dimensionen för G är den lägsta kardinaliteten för en upplösningsmängd för G . En upplösningsmängd som innehåller ett minsta antal hörn kallas en bas (eller referensmängd) för G . Upplösningsuppsättningar för grafer introducerades oberoende av Slater (1975) och Harary & Melter (1976), medan begreppet en upplösningsmängd och den metriska dimensionen definierades mycket tidigare i det mer allmänna sammanhanget med metriska rum av Blumenthal i sin monografi Theory och tillämpningar av avståndsgeometri . Grafer är speciella exempel på metriska utrymmen med deras inneboende banmått.

Träd

Om ett träd är en bana är dess metriska dimension en. I annat fall, låt L beteckna uppsättningen av löv, grad-1 hörn i trädet. Låt K vara uppsättningen av hörn som har en grad som är större än två, och som är sammankopplade med banor av två graders hörn till ett eller flera blad. Då är den metriska dimensionen | L | − | K |. En grund för denna kardinalitet kan bildas genom att ta bort från L ett av bladen som är associerade med varje vertex i K . Samma algoritm är giltig för trädets linjediagram, och därför har alla träd och dess linjediagram samma metriska dimension.

Egenskaper

I Chartrand et al. (2000) , är det bevisat att:

  • Den metriska dimensionen för en graf G är 1 om och endast om G är en väg.
  • Den metriska dimensionen för en n -vertexgraf är n −1 om och endast om det är en komplett graf .
  • Den metriska dimensionen för en n -vertexgraf är n − 2 om och endast om grafen är en komplett tvådelad graf K s , t , en delad graf + .

Relationer mellan ordningen, den metriska dimensionen och diametern

Khuller, Raghavachari & Rosenfeld (1996) bevisar olikheten för varje n -vertexgraf med diameter och metrisk dimension . Dessa gränser följer av det faktum att varje vertex som inte finns i den upplösande mängden bestäms unikt av en avståndsvektor med längden där varje post är ett heltal mellan 1 och (det finns just sådana vektorer). Dock uppnås gränsen endast för eller ; desto mer exakt bunden

bevisas av Hernando et al. (2010) .

För specifika grafklasser kan mindre gränser gälla. Till exempel, Beaudou et al. (2018) bevisade att för träd (gränsen är snäv för jämnt värden på D ), och en gräns av formen för ytterplanära grafer . Samma författare bevisade att för grafer utan fullständig graf av ordningen t som moll och även gav gränser för ackordsgrafer och grafer för avgränsad trädbredd . Författarna Foucaud et al. (2017a) bevisade gränser av formen för intervallgrafer och permutationsgrafer och gränser för formen för enhetsintervallgrafer , tvådelade permutationsgrafer och kografer .

Beräkningskomplexitet

Beslutskomplexitet

Att bestämma om den metriska dimensionen för en graf som mest är ett givet heltal är NP-komplett. Det förblir NP-komplett för plana grafer med avgränsade grader , delade grafer , tvådelade grafer och deras komplement , linjediagram för tvådelade grafer, enhetsskivor , intervallgrafer med diameter 2 och permutationsgrafer med diameter 2, och grafer för avgränsad trädbredd .

För vilken fast konstant k som helst kan graferna med den metriska dimensionen som mest k kännas igen i polynomtid genom att testa alla möjliga k -tuplar av hörn, men denna algoritm är inte trakterbar med fast parameter (för den naturliga parametern k , lösningens storlek ). Genom att svara på en fråga som ställts av Lokshtanov (2010) , Hartung & Nichterlein (2013) visar att det metriska dimensionsbeslutsproblemet är komplett för den parametriserade komplexitetsklassen W[2], vilket antyder att en tidsgräns av formen n O( k ) som uppnåtts med denna naiva algoritm är sannolikt optimal och att det är osannolikt att en hanteringsbar algoritm med fasta parametrar (för parametriseringen av k ) existerar. Ändå kan problemet lösas med fasta parametrar när det begränsas till intervallgrafer , och mer allmänt till grafer med avgränsad trädlängd, såsom kordagrafer , permutationsgrafer eller asteroid-trippelfria grafer.

Att bestämma om den metriska dimensionen för ett träd är högst ett givet heltal kan göras i linjär tid. Andra linjärtidsalgoritmer finns för kografer , kedjegrafer och kaktusblockgrafer (en klass som inkluderar både kaktusgrafer och blockgrafer ). Problemet kan lösas i polynomtid på ytterplanära grafer . Det kan också lösas i polynomtid för grafer av begränsat cyklomatiskt tal , men denna algoritm är återigen inte tolkbar med fasta parametrar (för parametern "cyklomatiskt tal") eftersom exponenten i polynomet beror på det cyklomatiska talet. Det finns algoritmer med fasta parametrar för att lösa det metriska dimensionsproblemet för parametrarna " vertex cover ", "max leaf number" och "modular width". Grafer med begränsat cyklomatiskt tal, vertextäckningsnummer eller max bladnummer har alla en begränsad trädbredd , men det är ett öppet problem att bestämma komplexiteten i det metriska dimensionsproblemet även på grafer med trädbredd 2, det vill säga serie-parallella grafer .

Approximationskomplexitet

Den metriska dimensionen av en godtycklig n -vertex-graf kan approximeras i polynomtid till inom ett approximationsförhållande genom att uttrycka det som ett uppsättningstäckningsproblem , ett problem med att täcka hela en given samling av element med så få uppsättningar som möjligt i en given familj av uppsättningar . I uppsättningstäckningsproblemet bildat av ett metriskt dimensionsproblem är de element som ska täckas paren av hörn som ska särskiljas och de mängder som kan täcka de är uppsättningarna av par som kan särskiljas av en enda vald vertex. Approximationsgränsen följer sedan genom att använda standardapproximationsalgoritmer för uppsättningstäckning. En alternativ girig algoritm som väljer hörn enligt skillnaden i entropi mellan ekvivalensklasserna av avståndsvektorer före och efter valet uppnår ett ännu bättre approximationsförhållande, . Detta approximationsförhållande är nära bästa möjliga, eftersom under standardkomplexitetsteoretiska antaganden ett förhållande på inte kan uppnås i polynomtid för någon . Den senare hårdheten av approximation gäller fortfarande för tillfällen begränsad till subkubiska grafer och till och med tvådelade subkubiska grafer.

Anteckningar

Bibliografi