Kargers algoritması - Kargers algorithm - Wikipedia

Bir grafik ve iki kesimi. Kırmızı renkli noktalı çizgi, üç kesişen kenarı olan bir kesimdir. Yeşil kesikli çizgi, bu grafiğin yalnızca iki kenarı kesişen bir minik kesimidir.

İçinde bilgisayar Bilimi ve grafik teorisi, Karger algoritması bir rastgele algoritma hesaplamak için minimum kesim bağlı grafik. Tarafından icat edildi David Karger ve ilk olarak 1993'te yayınlandı.^[1]

Algoritma fikri şu kavramına dayanmaktadır: bir kenarın daralması ${ displaystyle (u, v)}$ yönsüz bir grafikte ${ displaystyle G = (V, E)}$ . Gayri resmi konuşursak, bir kenarın daralması düğümleri birleştirir ${ displaystyle u}$ ve ${ displaystyle v}$ grafiğin toplam düğüm sayısını bire düşürür. Diğer tüm kenarlar, ${ displaystyle u}$ veya ${ displaystyle v}$ birleştirilmiş düğüme "yeniden bağlanır" ve etkin bir şekilde bir çoklu grafik. Karger'in temel algoritması, yalnızca iki düğüm kalana kadar rastgele seçilen kenarları yinelemeli olarak daraltır; bu düğümler bir kesmek orijinal grafikte. Bu temel algoritmayı yeterli sayıda yineleyerek minimum kesim yüksek olasılıkla bulunabilir.

Küresel minimum kesim sorunu

Bir kesmek ${ displaystyle (S, T)}$ yönsüz bir grafikte ${ displaystyle G = (V, E)}$ köşelerin bir bölümüdür ${ displaystyle V}$ iki boş olmayan, ayrık küme halinde ${ displaystyle S cup T = V}$ . kesik bir kesimin kenarlarından oluşur ${ displaystyle {, uv in E kolon u in S, v in T , }}$ iki parça arasında. boyut (veya ağırlık) ağırlıksız bir grafikteki bir kesimin, kesim setinin esas niteliğidir, yani iki parça arasındaki kenarların sayısı,

{ Displaystyle w (S, T) = | {, uv içinde E iki nokta üst üste u , T içinde v , } | ,.}

Var ${ displaystyle 2 ^ {| V |}}$ ait olup olmadığını her köşe için seçme yolları ${ displaystyle S}$ ya da ${ displaystyle T}$ , ancak bu seçimlerden ikisi ${ displaystyle S}$ veya ${ displaystyle T}$ boştur ve kesilmelere neden olmaz. Kalan seçenekler arasında, ${ displaystyle S}$ ve ${ displaystyle T}$ kesimi değiştirmez, bu nedenle her kesim iki kez sayılır; bu nedenle var ${ displaystyle 2 ^ {| V | -1} -1}$ farklı kesimler. minimum kesim problemi bu kesimler arasında en küçük boyutta bir kesim bulmaktır.

Pozitif kenar ağırlıklarına sahip ağırlıklı grafikler için ${ displaystyle w iki nokta üst üste E sağ yön mathbf {R} ^ {+}}$ kesimin ağırlığı, her parçadaki köşeler arasındaki kenarların ağırlıklarının toplamıdır

{ displaystyle w (S, T) = toplam _ {uv E iki nokta üst üste u , T içinde v T} w (uv) ,,}

bunun ağırlıksız tanımına uyan ${ displaystyle w = 1}$ .

Bir kesinti, bazen "küresel kesim" olarak adlandırılır ve onu " ${ displaystyle s}$ - ${ displaystyle t}$ ek gereksinimi olan belirli bir köşe çifti için " ${ displaystyle s S olarak}$ ve ${ displaystyle t T olarak}$ . Her küresel kesim bir ${ displaystyle s}$ - ${ displaystyle t}$ bazıları için kes ${ displaystyle s, t V’de}$ . Böylece minimum kesim sorunu çözülebilir. polinom zamanı tüm seçenekleri yineleyerek ${ displaystyle s, t V’de}$ ve ortaya çıkan minimumun çözülmesi ${ displaystyle s}$ - ${ displaystyle t}$ kullanarak sorunu kesmek maksimum akış min-kesim teoremi ve bir polinom zaman algoritması maksimum akış, benzeri tekrar etiketleme algoritması ancak bu yaklaşım optimal değildir. Global minimum kesim problemi için daha iyi deterministik algoritmalar şunları içerir: Stoer – Wagner algoritması, çalışma süresi olan ${ displaystyle O (mn + n ^ {2} log n)}$ .^[2]

Kasılma algoritması

Karger’in algoritmasının temel işleyişi, kenar daralması. Kenarı daraltmanın sonucu ${ displaystyle e = {u, v }}$ yeni düğüm ${ displaystyle uv}$ . Her kenar ${ displaystyle {w, u }}$ veya ${ displaystyle {w, v }}$ için ${ displaystyle w {u, v }}$ daralmış kenarın uç noktalarına bir kenar ile değiştirilir ${ displaystyle {w, uv }}$ yeni düğüme. Son olarak, sözleşmeli düğümler ${ displaystyle u}$ ve ${ displaystyle v}$ tüm olay kenarları kaldırılır. Özellikle, ortaya çıkan grafik kendi kendine döngü içermez. Daralan kenarın sonucu ${ displaystyle e}$ gösterilir ${ displaystyle G / e}$ .

Kasılma algoritması, yalnızca iki düğüm kalana kadar grafikteki rastgele kenarları tekrar tekrar daraltır, bu noktada yalnızca tek bir kesim vardır.

Karger algoritmasının 10 köşeli bir grafik üzerinde başarıyla çalıştırılması. Minimum kesim boyutu 3'tür.

   prosedür sözleşme ( ${ displaystyle G = (V, E)}$ ):   süre  ${ displaystyle | V |> 2}$        Seç  ${ displaystyle e E’de}$  tekdüze rastgele  ${ displaystyle G leftarrow G / e}$    dönüş tek kesinti  ${ displaystyle G}$

Grafik kullanılarak temsil edildiğinde bitişiklik listeleri veya bir bitişik matris, tek bir kenar daraltma işlemi, toplam çalışma süresi için veri yapısına doğrusal sayıda güncelleme ile uygulanabilir. ${ displaystyle O (| V | ^ {2})}$ . Alternatif olarak, prosedür bir uygulama olarak görülebilir. Kruskal'ın algoritması inşa etmek için az yer kaplayan ağaç kenarların ağırlıklarının olduğu bir grafikte ${ Displaystyle w (e_ {i}) = pi (i)}$ rastgele bir permütasyona göre ${ displaystyle pi}$ . Bu ağacın en ağır kenarının kaldırılması, bir kesimi tanımlayan iki bileşenle sonuçlanır. Bu şekilde kasılma prosedürü şu şekilde uygulanabilir: Kruskal'ın algoritması zamanında ${ displaystyle O (| E | log | E |)}$ .

Karger’in algoritmasındaki rastgele kenar seçimleri, Kruskal’ın algoritmasının, yalnızca iki bileşen kalana kadar rastgele kenar sıralamalarına sahip bir grafik üzerinde yürütülmesine karşılık gelir.

En iyi bilinen uygulamalar şunları kullanır: ${ displaystyle O (| E |)}$ zaman ve mekan veya ${ displaystyle O (| E | log | E |)}$ zaman ve ${ displaystyle O (| V |)}$ sırasıyla boşluk.^[1]

Kasılma algoritmasının başarı olasılığı

Bir grafikte ${ displaystyle G = (V, E)}$ ile ${ displaystyle n = | V |}$ köşeler, daraltma algoritması polinomik olarak küçük olasılıkla minimum bir kesim döndürür ${ displaystyle { binom {n} {2}} ^ {- 1}}$ . Her grafiğin ${ displaystyle 2 ^ {n-1} -1}$ keser^[3] en çok arasında ${ displaystyle { tbinom {n} {2}}}$ minimum kesintiler olabilir. Bu nedenle, bu algoritmanın başarı olasılığı, en fazla olan rasgele bir kesim seçme olasılığından çok daha iyidir. ${ displaystyle { tbinom {n} {2}} / (2 ^ {n-1} -1)}$

Örneğin, döngü grafiği açık ${ displaystyle n}$ vertices tam olarak ${ displaystyle { binom {n} {2}}}$ Her 2 kenar seçeneğiyle verilen minimum kesim. Kasılma prosedürü bunların her birini eşit olasılıkla bulur.

Genel olarak başarı olasılığının sınırını oluşturmak için izin verin ${ displaystyle C}$ belirli bir minimum boyut kesiminin kenarlarını belirtir ${ displaystyle k}$ . Kasılma algoritması döndürür ${ displaystyle C}$ rastgele kenarlardan hiçbiri, ${ displaystyle C}$ . Özellikle, ilk kenar daralması önlenir ${ displaystyle C}$ olasılıkla olur ${ displaystyle 1-k / | E |}$ . Minimum derece ${ displaystyle G}$ en azından ${ displaystyle k}$ (aksi takdirde minimum derece tepe noktası daha küçük bir kesime neden olur), bu nedenle ${ displaystyle | E | geq nk / 2}$ . Böylece, daraltma algoritmasının bir avantaj elde etme olasılığı ${ displaystyle C}$ dır-dir

{ displaystyle { frac {k} {| E |}} leq { frac {k} {nk / 2}} = { frac {2} {n}}.}

Olasılık ${ displaystyle p_ {n}}$ kasılma algoritmasının bir ${ displaystyle n}$ -vertex grafiği kaçınır ${ displaystyle C}$ yinelemeyi tatmin eder ${ displaystyle p_ {n} geq sol (1 - { frac {2} {n}} sağ) p_ {n-1}}$ , ile ${ displaystyle p_ {2} = 1}$ olarak genişletilebilir

{ displaystyle p_ {n} geq prod _ {i = 0} ^ {n-3} { Bigl (} 1 - { frac {2} {ni}} { Bigr)} = prod _ { i = 0} ^ {n-3} { frac {ni-2} {ni}} = { frac {n-2} {n}} cdot { frac {n-3} {n-1} } cdot { frac {n-4} {n-2}} cdots { frac {3} {5}} cdot { frac {2} {4}} cdot { frac {1} { 3}} = { binom {n} {2}} ^ {- 1} ,.}

Kasılma algoritmasını tekrarlamak

Kasılma prosedürünün 10 tekrarı. 5. tekrar, 3 boyutunun minimum kesimini bulur.

Kasılma algoritmasını tekrarlayarak ${ displaystyle T = { binom {n} {2}} ln n}$ bağımsız rastgele seçimlerle ve en küçük kesimi döndüren zamanlar, minimum kesim bulamama olasılığı

{ displaystyle sol [1 - { binom {n} {2}} ^ {- 1} sağ] ^ {T} leq { frac {1} {e ^ { ln n}}} = { frac {1} {n}} ,.}

İçin toplam çalışma süresi ${ displaystyle T}$ bir grafik için tekrarlar ${ displaystyle n}$ köşeler ve ${ displaystyle m}$ kenarlar ${ displaystyle O (Tm) = O (n ^ {2} m log n)}$ .

Karger – Stein algoritması

Karger algoritmasının bir uzantısı David Karger ve Clifford Stein bir iyileştirme düzenine ulaşır.^[4]

Temel fikir, grafik ulaşana kadar daraltma prosedürünü uygulamaktır. ${ displaystyle t}$ köşeler.

   prosedür sözleşme ( ${ displaystyle G = (V, E)}$ ,  ${ displaystyle t}$ ):   süre  ${ displaystyle | V |> t}$        Seç  ${ displaystyle e E’de}$  tekdüze rastgele  ${ displaystyle G leftarrow G / e}$    dönüş  ${ displaystyle G}$

Olasılık ${ displaystyle p_ {n, t}}$ bu kasılma prosedürünün belirli bir kesimi önlediğini ${ displaystyle C}$ içinde ${ displaystyle n}$ -vertex grafiği

${ displaystyle p_ {n, t} geq prod _ {i = 0} ^ {nt-1} { Bigl (} 1 - { frac {2} {ni}} { Bigr)} = { binom {t} {2}} { Bigg /} { binom {n} {2}} ,.}$

Bu ifade yaklaşık olarak ${ displaystyle t ^ {2} / n ^ {2}}$ ve daha az olur ${ displaystyle { frac {1} {2}}}$ etrafında ${ displaystyle t = n / { sqrt {2}}}$ . Özellikle, bir kenarın ${ displaystyle C}$ daralmış ise sonuna doğru büyür. Bu, belirli sayıda kasılma adımından sonra daha yavaş bir algoritmaya geçme fikrini motive eder.

   prosedür fastmincut ( ${ displaystyle G = (V, E)}$ ):   Eğer  ${ displaystyle | V | leq 6}$ :       dönüş mincut ( ${ displaystyle V}$ )   Başka:        ${ displaystyle t leftarrow lceil 1+ | V | / { sqrt {2}} rceil}$         ${ displaystyle G_ {1} leftarrow}$  sözleşme ( ${ displaystyle G}$ ,  ${ displaystyle t}$ )        ${ displaystyle G_ {2} leftarrow}$  sözleşme ( ${ displaystyle G}$ ,  ${ displaystyle t}$ )       dönüş min {fastmincut ( ${ displaystyle G_ {1}}$ ), fastmincut ( ${ displaystyle G_ {2}}$ )}

Analiz

Olasılık ${ displaystyle P (n)}$ algoritma belirli bir kesiği bulur ${ displaystyle C}$ yineleme ilişkisi tarafından verilir

{ displaystyle P (n) = 1- sol (1 - { frac {1} {2}} P sol ({ Bigl lceil} 1 + { frac {n} { sqrt {2}} } { Bigr rceil} sağ) sağ) ^ {2}}

çözüm ile ${ displaystyle P (n) = Omega sol ({ frac {1} { log n}} sağ)}$ . Fastmincut'un çalışma süresi tatmin edici

{ Displaystyle T (n) = 2T sol ({ Bigl lceil} 1 + { frac {n} { sqrt {2}}} { Bigr rceil} sağ) + O (n ^ {2 })}

çözüm ile ${ displaystyle T (n) = O (n ^ {2} log n)}$ . Hata olasılığına ulaşmak için ${ displaystyle O (1 / n)}$ algoritma tekrarlanabilir ${ displaystyle O ( log n / P (n))}$ toplam çalışma süresi için ${ displaystyle T (n) cdot { frac { log n} {P (n)}} = O (n ^ {2} log ^ {3} n)}$ . Bu, Karger’in orijinal algoritmasına göre büyük bir iyileştirmedir.

İyileştirme sınırı

Bir min-cut belirlemek için, grafikteki her kenara en az bir kez dokunulmalıdır; ${ displaystyle Theta (n ^ {2})}$ içinde zaman yoğun grafik. Karger – Stein'ın min-cut algoritması, ${ displaystyle O (n ^ {2} ln ^ {O (1)} n)}$ , ki buna çok yakın.

Referanslar

^ ^a ^b Karger, David (1993). "RNC'deki Global Min-cuts ve Basit Kıyma Algoritmasının Diğer Dallanmaları". Proc. Ayrık Algoritmalar üzerine 4. Yıllık ACM-SIAM Sempozyumu.
^ Stoer, M .; Wagner, F. (1997). "Basit bir min-cut algoritması". ACM Dergisi. 44 (4): 585. doi:10.1145/263867.263872.
^ Patrignani, Maurizio; Pizzonia, Maurizio (2001), "Eşleştirme-kesme sorununun karmaşıklığı", Brandstädt, Andreas; Le, Van Bang (editörler), Bilgisayar Bilimlerinde Grafik-Teorik Kavramlar: 27th International Workshop, WG 2001, Boltenhagen, Germany, June 14-16, 2001, Proceedings, Bilgisayar Bilimleri Ders Notları, 2204, Berlin: Springer, s. 284–295, doi:10.1007/3-540-45477-2_26, BAY 1905640.
^ Karger, David R.; Stein, Clifford (1996). "Minimum kesinti sorununa yeni bir yaklaşım" (PDF). ACM Dergisi. 43 (4): 601. doi:10.1145/234533.234534.

[karger1993-1] Karger, David (1993). "RNC'deki Global Min-cuts ve Basit Kıyma Algoritmasının Diğer Dallanmaları". Proc. Ayrık Algoritmalar üzerine 4. Yıllık ACM-SIAM Sempozyumu.

[simplemincut-2] Stoer, M .; Wagner, F. (1997). "Basit bir min-cut algoritması". ACM Dergisi. 44 (4): 585. doi:10.1145/263867.263872.

[3] Patrignani, Maurizio; Pizzonia, Maurizio (2001), "Eşleştirme-kesme sorununun karmaşıklığı", Brandstädt, Andreas; Le, Van Bang (editörler), Bilgisayar Bilimlerinde Grafik-Teorik Kavramlar: 27th International Workshop, WG 2001, Boltenhagen, Germany, June 14-16, 2001, Proceedings, Bilgisayar Bilimleri Ders Notları, 2204, Berlin: Springer, s. 284–295, doi:10.1007/3-540-45477-2_26, BAY 1905640.

[faster-4] Karger, David R.; Stein, Clifford (1996). "Minimum kesinti sorununa yeni bir yaklaşım" (PDF). ACM Dergisi. 43 (4): 601. doi:10.1145/234533.234534.

[1]

[2]

[3]

[4]