Rechenaufwand für die Zählung induzierter Teilgraphen, die perfekte Übereinstimmungen zulassen


25

Was ist bei einem ungerichteten und ungewichteten Graphen und einer geraden ganzen Zahl k die rechnerische Komplexität beim Zählen von Knotenmengen S V, so dass | S | = k und der auf die Scheitelmenge S beschränkte Teilgraph von G lässt eine perfekte Übereinstimmung zu? Ist die Komplexität # P-vollständig? Gibt es eine Referenz für dieses Problem?G=(V,E)kSV|S|=kGS

Es ist zu beachten, dass das Problem für eine Konstante natürlich einfach ist, da dann alle Teilgraphen der Größe k in der Zeit ( | V |kk . Beachten Sie auch, dass sich das Problem von der Zählung der Anzahl der perfekten Übereinstimmungen unterscheidet. Der Grund ist, dass eine Menge von Scheitelpunkten, die eine perfekte Übereinstimmung zulassen, mehrere perfekte Übereinstimmungen aufweisen kann.(|V|k)

Eine andere Möglichkeit, das Problem festzustellen, ist wie folgt. Ein Matching wird als Matching bezeichnet, wenn es mit Vertices übereinstimmt . Zwei Übereinstimmungen und sind "Vertex-Set-Non-Invariant", wenn die Mengen von Vertices, die mit und übereinstimmen, nicht identisch sind. Wir wollen die Gesamtzahl der Vertex-Set-nicht-invarianten Übereinstimmungen zählen.kkMMM ' kMMk


Wenn , ist die Anzahl solcher Teilmengen ( | V |k=logn, und die Überprüfung, ob der von der Teilmenge induzierte Graph eine perfekte Übereinstimmung aufweist, unter Verwendung der Tutte-Charakterisierung dauertO(2logn)=O(n)Zeit, daher ist es unwahrscheinlich, dass er auch nur NP-vollständig ist, wenn Exponentialzeit Hypothese ist falsch. Daher ist der interessante Fall, wennk=θ(n(|V|logn)nlognO(2logn)=O(n), in diesem Fall benötigt der naive Ansatz2O(n)Zeit, wenn Sie nach #P-Vollständigkeit suchen. k=θ(nlogn)2O(n)
Sajin Koroth

@Sajin Koroth: Ich folge nicht dem letzten Satz in deinem Kommentar. Wenn zum Beispiel k = √ n, nimmt der naive Ansatz Zeit, und ich glaube nicht , dass dies gibt keine Beweise gegen sie # P-vollständig. 2nΩ(1)
Tsuyoshi Ito

@ TsuyoshiIto: Ja du bist richtig. Es hätte "a so wählen sollen, dass der naive Ansatz O ( 2 nk Zeit benötigt". O(2n)
Sajin Koroth

@Sajin Koroth: Warum sollte man einen Wert von k so wählen, dass der naive Ansatz Zeit benötigt? Das tut wahrscheinlich nicht weh, aber ich verstehe nicht, warum man das tun sollte. O(2n)
Tsuyoshi Ito

4
Es scheint, dass die meisten Probleme der Art "wie Menschen Subgraphen der Größe k haben Eigenschaft X?" sind hart. Sogar die Eigenschaft "hat eine Kante" ist hart ("hat eine Kante" löst "hat keine Kante" das ist "ist eine vollständige Grafik" im Duell ... löst MAX CLIQUE). Das gibt wirklich das Gefühl, dass "eine perfekte Übereinstimmung" auch schwierig sein wird, aber es ist im Moment schwierig, einen Beweis zu finden.
Bejot

Antworten:


6

Das Problem ist # P-vollständig. Es folgt aus dem letzten Absatz von Seite 2 des folgenden Papiers:

CJ Colbourn, JS Provan und D. Vertigan, Die Komplexität der Berechnung des Tutte-Polynoms auf transversalen Matroiden, Combinatorica 15 (1995), No. 1, 1–10.

http://www.springerlink.com/content/wk55t6873054232q/


6

Das Problem gibt ein FPTRAS zu. Dies ist ein randomisierter Algorithmus , der einen Graphen G , einen Parameter k N und rationale Zahlen ϵ > 0 und δ ( 0 , 1 ) als Eingaben erhält . Wenn z die Anzahl von k- Vertexmengen ist, nach denen Sie suchen, gibt A eine Zahl z 'aus, so dass P ( z '[ ( 1 - ϵ ) z , ( 1 +)EINGkNϵ>0δ(0,1)zkEINz und sie tut dies inZeit f ( k ) g ( n , ε - 1 , log δ - 1 ) , wobei f

P(z[(1-ϵ)z,(1+ϵ)z])1-δ,
f(k)G(n,ϵ-1,Logδ-1)f eine berechenbare Funktion ist und ein Polynom ist.G

Dies folgt aus Thm. 3.1 in (Jerrum, Meeks 13) : Wenn eine Eigenschaft von Graphen gegeben ist, gibt es ein FPTRAS mit der gleichen Eingabe wie oben, das sich der Größe der Menge { S V ( G ) | nähert S | = k Φ ( G [ S ] ) } , vorausgesetzt, Φ ist berechenbar, monoton und alle seine kantenminimalen Graphen haben eine begrenzte Baumbreite. Alle drei Bedingungen gelten, wenn Φ die graphische Eigenschaft ist, eine perfekte Übereinstimmung zuzulassen.Φ

{SV(G)|S|=kΦ(G[S])},
ΦΦ
Durch die Nutzung unserer Website bestätigen Sie, dass Sie unsere Cookie-Richtlinie und Datenschutzrichtlinie gelesen und verstanden haben.
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.