Stoer – Wagner algoritması - Stoer–Wagner algorithm - Wikipedia

Min-cut ağırlığı 4 olan ağırlıklı bir grafiğin min. Kesimi^[1]

İçinde grafik teorisi, Stoer – Wagner algoritması bir özyinelemeli algoritma çözmek için minimum kesim problem yönsüz Negatif olmayan ağırlıklara sahip ağırlıklı grafikler. 1995'te Mechthild Stoer ve Frank Wagner tarafından önerildi. Bu algoritmanın temel fikri, grafik yalnızca iki birleşik köşe kümesi içerene kadar en yoğun köşeleri birleştirerek grafiği küçültmektir.^[2] Her aşamada, algoritma minimum ${ displaystyle s}$ - ${ displaystyle t}$ iki köşe için kes ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ iradesine göre seçilmiş. Ardından algoritma aradaki kenarı küçültür ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ non-aramak için ${ displaystyle s}$ - ${ displaystyle t}$ keser. Tüm aşamalarda bulunan minimum kesim, grafiğin minimum ağırlıklı kesimi olacaktır.

Bir kesmek bir grafiğin köşelerinin boş olmayan, ayrık iki alt gruba bölünmesidir. Bir minimum kesim kesiğin boyutu veya ağırlığının başka herhangi bir kesiğin boyutundan daha büyük olmadığı bir kesimdir. Ağırlıksız bir grafik için minimum kesim, en az kenarlı kesim olacaktır. Ağırlıklı bir grafik için, kesimdeki tüm kenarların ağırlıklarının toplamı, minimum kesim olup olmadığını belirler. Uygulamada, minimum kesim sorunu her zaman maksimum akış sorunu, maksimum kapasiteyi keşfetmek için ağ, çünkü minimum kesinti bir grafik veya ağdaki bir darboğazdır.

Stoer – Wagner minimum kesim algoritması

İzin Vermek ${ displaystyle G = (V, E, w)}$ ağırlıklı yönsüz bir grafik olabilir. Farz et ki ${ displaystyle s, t V’de}$ . Kesim denir ${ displaystyle s}$ - ${ displaystyle t}$ tam olarak biri ise kes ${ displaystyle s}$ veya ${ displaystyle t}$ içinde ${ displaystyle S}$ . Minimal kesim ${ displaystyle G}$ bu aynı zamanda bir ${ displaystyle s}$ - ${ displaystyle t}$ kesim denir ${ displaystyle s}$ - ${ displaystyle t}$ min-cut ${ displaystyle G}$ .^[3]

Bu algoritma, bir ${ displaystyle s}$ ve bir ${ displaystyle t}$ içinde ${ displaystyle V}$ ve s-t min-cut ${ displaystyle (S, T)}$ nın-nin ${ displaystyle G}$ . Herhangi bir çift için ${ displaystyle sol {s, t sağ }}$ iki olası durum vardır: ${ displaystyle (S, T)}$ küresel bir minimum kesimdir ${ displaystyle G}$ veya ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ küresel minimum kesiminin aynı tarafına aittir. ${ displaystyle G}$ . Bu nedenle, küresel minimum kesim, grafiği kontrol ederek bulunabilir ${ displaystyle G / sol {s, t sağ }}$ , köşelerin birleşmesinden sonraki grafik ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ . Birleştirme sırasında, eğer ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ bir kenar ile birleştirilirse bu kenar kaybolur. S ve t'nin her ikisinin de bir v tepe noktasında kenarları varsa, yeni köşe st'den v'ye olan kenarın ağırlığı ${ displaystyle w (s, v) + w (t, v)}$ .^[3] Algoritma şu şekilde tanımlanmaktadır:^[2]

MinimumCutPhase ${ displaystyle (G, w, a)}$      ${ displaystyle A sola {a sağa }}$     süre  ${ displaystyle A neq V}$         a ekle  ${ displaystyle A}$  en sıkı şekilde bağlanmış tepe noktası, kalan son tepe noktasının kendi başına olduğu kesimi depolar ("fazın kesilmesi") ve küçülür  ${ displaystyle G}$  en son eklenen iki köşeyi birleştirerekMinimumCut ${ displaystyle (G, w, a)}$     süre  ${ displaystyle | V |> 1}$         MinimumCutPhase ${ displaystyle (G, w, a)}$         Eğer faz kesimi, mevcut minimum kesimden daha hafiftir sonra faz kesimini mevcut minimum kesim olarak kaydedin

Algoritma aşamalı olarak çalışır. MinimumCutPhase'de alt küme ${ displaystyle A}$ Grafik köşelerinin% 'si keyfi tek bir tepe noktasından başlayarak büyür. ${ displaystyle A}$ eşittir ${ displaystyle V}$ . Her adımda, dışındaki tepe noktası ${ displaystyle A}$ , ancak en sıkı şekilde bağlantılı ${ displaystyle A}$ sete eklendi ${ displaystyle A}$ . Bu prosedür resmi olarak şu şekilde gösterilebilir:^[2] köşe ekle ${ displaystyle z notin A}$ öyle ki ${ Displaystyle w (A, z) = max {w (A, y) orta y notin A }}$ , nerede ${ displaystyle w (A, y)}$ aradaki tüm kenarların ağırlıklarının toplamıdır ${ displaystyle A}$ ve ${ displaystyle y}$ . Yani, tek bir aşamada, bir çift köşe ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ ve bir dakika ${ displaystyle s { text {-}} t}$ kesmek ${ displaystyle C}$ belirlendi.^[4] MinimumCutPhase'in bir aşamasından sonra, iki tepe noktası yeni bir tepe noktası olarak birleştirilir ve iki tepe noktasından kalan tepe noktasına kadar olan kenarlar, önceki iki kenarın ağırlıklarının toplamıyla ağırlıklandırılan bir kenarla değiştirilir. Birleştirilmiş düğümleri birleştiren kenarlar kaldırılır. Minimum kesim varsa ${ displaystyle G}$ ayırma ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ , ${ displaystyle C}$ minimum kesim ${ displaystyle G}$ . Değilse, minimum kesim ${ displaystyle G}$ sahip olmalı ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ aynı tarafta. Bu nedenle, algoritma onları tek bir düğüm olarak birleştirecektir. Ek olarak, MinimumCut, her MinimumCutPhase'den sonra global minimum kesimi kaydeder ve günceller. Sonra ${ displaystyle n-1}$ aşamalar, minimum kesim Belirlenebilir.^[4]

Misal

Bu bölüm, Şek. Orijinal kağıtta 1–6^[2]

1. adımdaki grafik, orijinal grafiği göstermektedir ${ displaystyle G}$ ve bu algoritma için başlangıç düğümü olarak rastgele düğüm 2'yi seçer. MinimumCutPhase'de, ${ displaystyle A}$ yalnızca düğüm 2'ye sahiptir, en ağır kenar kenardır (2,3), bu nedenle düğüm 3 kümeye eklenir ${ displaystyle A}$ . Sonra, ayarlayın ${ displaystyle A}$ düğüm 2 ve düğüm 3'ü içerir, en ağır kenar (3,4) 'dür, bu nedenle düğüm 4 sete eklenir ${ displaystyle A}$ . Bu prosedürü izleyerek, son iki düğüm, düğüm 5 ve düğüm 1'dir; ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ bu aşamada. Bunları birleştirerek, yeni grafik 2. adımda gösterildiği gibidir. Bu aşamada, (1,2) ve (1,5) kenarlarının toplamı olan kesim ağırlığı 5'tir. Şu anda, MinimumCut'un ilk döngüsü tamamlandı.

2. adımda, düğüm 2'den başlayarak, en ağır kenar (2,15) 'dir, bu nedenle düğüm 15 kümeye yerleştirilir ${ displaystyle A}$ . Sonraki en ağır kenarlar (2,3) veya (15,6) 'dır, biz (15,6)' yı seçeriz, böylece düğüm 6 sete eklenir. Sonra (2,3) ve (6,7) kenarlarını karşılaştırır ve kümeye koymak için düğüm 3'ü seçeriz ${ displaystyle A}$ . Son iki düğüm, düğüm 7 ve düğüm 8'dir. Bu nedenle, kenarı birleştirin (7,8). Minimum kesim 5'tir, bu nedenle minimum 5 olarak kalır.

Aşağıdaki adımlar, 7. adımda gösterildiği gibi grafikte yalnızca bir kenar kalana kadar birleştirilmiş grafikte aynı işlemleri tekrarlar. Global minimum kesim, saptanan kenara (2,3) ve kenara (6,7) sahiptir. 5. adımda.

Doğruluğun kanıtı

Bu algoritmanın doğruluğunu kanıtlamak için, MinimumCutPhase tarafından verilen kesimin aslında minimum olduğunu kanıtlamamız gerekir. ${ displaystyle s { text {-}} t}$ grafiğin kesimi, burada s ve t, aşamada en son eklenen iki köşedir. Bu nedenle, aşağıda bir lemma gösterilmektedir:

Lemma 1: MinimumCutPhase minimum döndürür ${ displaystyle s { text {-}} t}$ -kesmek ${ displaystyle G}$ .

İzin Vermek ${ displaystyle C = (X, { overline {X}})}$ keyfi olmak ${ displaystyle s { text {-}} t}$ kes ve ${ displaystyle CP}$ aşama tarafından verilen kesim. Bunu göstermeliyiz ${ displaystyle W (C) geq W (CP)}$ . Tek bir MinimumCutPhase çalıştırmasının bize grafikteki tüm köşelerin sırasını verdiğini gözlemleyin (burada ${ displaystyle a}$ ilk ve ${ displaystyle s}$ ve ${ displaystyle t}$ aşamada en son eklenen iki köşedir). Tepe diyoruz ${ displaystyle v}$ eğer aktifse ${ displaystyle v}$ ve tepe noktası hemen öncesine eklendi ${ displaystyle v}$ kesimin zıt taraflarında. Lemmayı, aktif köşeler kümesi üzerinde tümevarım ile kanıtlıyoruz. Biz tanımlıyoruz ${ displaystyle A_ {v}}$ köşe kümesi eklendiğinde ${ displaystyle A}$ önce ${ displaystyle v}$ , ve ${ displaystyle C_ {v}}$ bir dizi kenar olmak ${ displaystyle C}$ her iki ucu da ${ displaystyle A_ {v} fincan {v }}$ yani ${ displaystyle C_ {v} subseteq C}$ kesinti neden olur ${ displaystyle A_ {v} fincan {v }}$ . Her aktif tepe noktası için ${ displaystyle v}$ ,

${ displaystyle w (A_ {v}, v) leq w (C_ {v})}$

İzin Vermek ${ displaystyle v_ {0}}$ ilk aktif tepe noktası olun. Bu iki miktarın tanımına göre, ${ displaystyle w (A_ {v_ {0}}, v_ {0})}$ ve ${ displaystyle w (C_ {v_ {0}})}$ eşdeğerdir. ${ displaystyle A_ {v_ {0}}}$ basitçe tüm köşeler eklendi ${ displaystyle A}$ önce ${ displaystyle v_ {0}}$ ve bu köşeler arasındaki kenarlar ve ${ displaystyle v_ {0}}$ kesimi geçen kenarlardır ${ displaystyle C}$ . Bu nedenle, yukarıda gösterildiği gibi, aktif köşeler için ${ displaystyle v}$ ve ${ displaystyle u}$ , ile ${ displaystyle v}$ ilave ${ displaystyle A}$ önce ${ displaystyle u}$ :

${ displaystyle w (A_ {u}, u) = w (A_ {v}, u) + w (A_ {u} -A_ {v}, u)}$

${ Displaystyle w (A_ {u}, u) leq w (C_ {v}) + w (A_ {u} -A_ {v}, u)}$ indüksiyonla, ${ Displaystyle w (A_ {v}, u) leq w (A_ {v}, v) leq w (C_ {v})}$

${ displaystyle w (A_ {u}, u) leq w (C_ {u})}$ dan beri ${ displaystyle w (A_ {u} -A_ {v}, u)}$ katkıda bulunur ${ displaystyle w (C_ {u})}$ ama değil ${ displaystyle w (C_ {v})}$ (ve diğer kenarlar negatif olmayan ağırlıktadır)

Böylece ${ displaystyle t}$ fazın son kesimi ayrıldığından beri her zaman aktif bir tepe noktasıdır ${ displaystyle s}$ itibaren ${ displaystyle t}$ herhangi bir aktif köşe için tanım gereği ${ displaystyle t}$ :

${ Displaystyle w (A_ {t}, t) leq w (C_ {t}) = w (C)}$

Bu nedenle, fazın kesimi en fazla ${ displaystyle C}$ .

Zaman karmaşıklığı

çalışma süresi algoritmanın MinimumCut eklenen çalışma süresine eşittir ${ displaystyle | V | -1}$ koşular MinimumCutPhase, azalan köşe ve kenar sayılarına sahip grafiklerde çağrılır.

İçin MinimumCutPhase, en fazla tek seferlik ${ displaystyle O (| E | + | V | log | V |)}$ zaman.

Bu nedenle, genel çalışma süresi, iki fazlı karmaşıklığın ürünü olmalıdır. ${ displaystyle O (| V || E | + | V | ^ {2} log | V |)}$ [2].^[2]

Daha fazla iyileştirme için anahtar, sete eklenecek bir sonraki tepe noktasını seçmeyi kolaylaştırmaktır. ${ displaystyle A}$ , en sıkı şekilde bağlanmış tepe noktası. Bir aşamanın yürütülmesi sırasında, içinde bulunmayan tüm köşeler ${ displaystyle A}$ bir anahtar alana dayalı bir öncelik kuyruğunda bulunur. Bir tepe noktasının anahtarı ${ displaystyle V}$ onu akıma bağlayan kenarların ağırlıklarının toplamıdır ${ displaystyle A}$ , yani, ${ displaystyle w (A, v)}$ . Ne zaman bir tepe noktası ${ displaystyle v}$ eklendi ${ displaystyle A}$ kuyruğun bir güncellemesini yapmalıyız. ${ displaystyle v}$ kuyruktan silinmeli ve her tepe noktasının anahtarı ${ displaystyle w}$ değil ${ displaystyle A}$ , bağlı ${ displaystyle v}$ kenarın ağırlığı ile arttırılmalıdır ${ displaystyle vw}$ eğer varsa. Bu, her kenar için tam olarak bir kez yapıldığından, genel olarak ${ displaystyle | V |}$ ExtractMax ve ${ displaystyle | E |}$ IncreaseKey işlemleri. Kullanarak Fibonacci yığını bir ExtractMax işlemi gerçekleştirebiliriz ${ displaystyle O ( log | V |)}$ amortize edilmiş zaman ve bir IncreaseKey işlemi ${ displaystyle O (1)}$ amortisman süresi. Bu nedenle, fazın geri kalanına hakim olan bu anahtar adım için ihtiyacımız olan zaman, ${ displaystyle O (| E | + | V | log | V |)}$ .^[2]

Örnek kod^[5]

// Stoer – Wagner minimum kesim algoritmasının bitişik matris uygulaması.//// Çalışma süresi:// O (| V | ^ 3)//// GİRİŞ: // - AddEdge () kullanılarak oluşturulmuş grafik//// ÇIKTI:// - (minimum kesim değeri, minimum kesimin yarısında düğümler)#Dahil etmek <cmath>#Dahil etmek <vector>#Dahil etmek <iostream>kullanma ad alanı std;typedef vektör<int> VI;typedef vektör<VI> VVI;sabit int INF = 1000000000;çift<int, VI> GetMinCut(VVI &ağırlıklar) {    int N = ağırlıklar.boyut();    VI Kullanılmış(N), kesmek, best_cut;    int best_weight = -1;      için (int evre = N-1; evre >= 0; evre--)     {        VI w = ağırlıklar[0];        VI katma = Kullanılmış;        int önceki, son = 0;        için (int ben = 0; ben < evre; ben++)         {            önceki = son;            son = -1;            için (int j = 1; j < N; j++)            {                Eğer (!katma[j] && (son == -1 || w[j] > w[son])) son = j;            }            Eğer (ben == evre-1)             {                için (int j = 0; j < N; j++) ağırlıklar[önceki][j] += ağırlıklar[son][j];                için (int j = 0; j < N; j++) ağırlıklar[j][önceki] = ağırlıklar[önceki][j];                Kullanılmış[son] = doğru;                kesmek.Geri itmek(son);  // bu kısım yanlış cevap veriyor.                                       // EX) n = 4, 1. adım: prev = 1, son = 2 / 2. adım: prev = 3, son = 4                                      // 2. adım mincut veriyorsa, kesim {1,2,3}, {4} ancak bu kod yanlış yanıt veriyor - {1,3}, {2,4}                Eğer (best_weight == -1 || w[son] < best_weight)                 {                    best_cut = kesmek;                    best_weight = w[son];                }            }            Başka             {                için (int j = 0; j < N; j++)                {                    w[j] += ağırlıklar[son][j];                    katma[son] = doğru;                }            }        }    }    dönüş make_pair(best_weight, best_cut);}

^{[kaynak belirtilmeli ]}

sabit int maxn = 550;sabit int inf = 1000000000;int n, r;int kenar [maxn] [maxn], dist [maxn];bool vis [maxn], bin [maxn];geçersiz içinde() {      memset(kenar, 0, boyutu(kenar));      memset(çöp Kutusu, yanlış, boyutu(çöp Kutusu));  }  int sözleşme (int & s, int & t) // s, t'yi bul {      memset(uzak, 0, boyutu(uzak));      memset(vis, yanlış, boyutu(vis));    int i, j, k, mincut, maxc;      için (ben = 1; ben <= n; ben++)      {          k = -1; maxc = -1;          için (j = 1; j <= n; j++)Eğer (!çöp Kutusu[j] && !vis[j] && uzak[j] > maxc)          {              k = j;  maxc = uzak[j];          }          Eğer (k == -1) dönüş mincut;          s = t;  t = k;          mincut = maxc;          vis[k] = doğru;          için (j = 1; j <= n; j++) Eğer (!çöp Kutusu[j] && !vis[j])              uzak[j] += kenar[k][j];      }      dönüş mincut;  }int Stoer_Wagner () {      int mincut, i, j, s, t, ans;      için (mincut = inf, ben = 1; ben < n; ben++)      {          ans = sözleşme( s, t );          çöp Kutusu[t] = doğru;          Eğer (mincut > ans) mincut = ans;          Eğer (mincut == 0)dönüş 0;          için (j = 1; j <= n; j++) Eğer (!çöp Kutusu[j])              kenar[s][j] = (kenar[j][s] += kenar[j][t]);      }      dönüş mincut;  }

Referanslar

^ "Arttırılmış Grafik Kitaplığı: Stoer – Wagner Min-Cut - 1.46.1". www.boost.org. Alındı 2015-12-07.
^ ^a ^b ^c ^d ^e ^f "Basit Bir Min-Cut Algoritması".
^ ^a ^b "Algoritma Analizi için ders notları": Küresel minimum kesintiler " (PDF).
^ ^a ^b "Stoer ve Wagner'in minimum kesim algoritması" (PDF).
^ "Stanford Üniversitesi ACM Takım Not Defteri (2014–15)". web.stanford.edu. Alındı 2015-12-07.

Dış bağlantılar

StoerWagnerMinCut.java - Stoer-Wagner algoritmasını uygulayan bir Java kütüphanesi

[1] "Arttırılmış Grafik Kitaplığı: Stoer – Wagner Min-Cut - 1.46.1". www.boost.org. Alındı 2015-12-07.

[:0-2] ^ ^a ^b ^c ^d ^e ^f "Basit Bir Min-Cut Algoritması".

[:1-3] "Algoritma Analizi için ders notları": Küresel minimum kesintiler " (PDF).

[:2-4] "Stoer ve Wagner'in minimum kesim algoritması" (PDF).

[5] "Stanford Üniversitesi ACM Takım Not Defteri (2014–15)". web.stanford.edu. Alındı 2015-12-07.

[1]

[2]

[3]

[4]

[5]