Ширина ленты графа

Ключевые слова и синонимы

Алгоритмы аппроксимации; метрические вложения

Постановка задачи

Задача нахождения ширины ленты графа заключается в установлении линейного порядка над вершинами графа [math]\displaystyle{ G = (V, E) \; }[/math], позволяющего минимизировать максимальное «растяжение» любого ребра в этом упорядочении. Более формально, пусть [math]\displaystyle{ n = |V| \; }[/math]. Рассмотрим любое взаимно-однозначное отображение [math]\displaystyle{ \pi : V \rightarrow \{ 1, 2, ..., n \} }[/math]. Ширина этого упорядочения составляет [math]\displaystyle{ bw_{\pi } (G) = max_{ \{ u, v \} \in E} | \pi (u) - \pi (v) | }[/math]. Ширина ленты графа G задается шириной ленты лучшего возможного упорядочения: [math]\displaystyle{ bw(G) = min_{\pi } bw_{\pi }(G) }[/math].

Изначально эта задача возникла в процессе предварительной обработки разреженных симметричных квадратных матриц. Пусть A – такая матрица n x n; рассмотрим задачу нахождения матрицы перестановок P, такой, что все ненулевые элементы PTAP располагаются в максимально возможно узкой полосе вблизи от диагонали. Эта задача эквивалентна задаче минимизации ширины ленты графа G, имеющего вершины is f1;2..: ; ng и содержащего ребро fu;vg в том и только том случае, когда Au;v ф 0. Взамен этого факта можно попытаться эффективно вычислить линейный порядок, для которого bw^(G) < A • bw(G), сделав при этом коэффициент аппроксимации A минимально возможным. Было показано, что задача получения любого значения A = O(1) является NP-полной [18]. Основная сложность при нахождении ширины ленты графа заключается в том, что целевая функция представляет собой максимум по всем ребрам графа. В силу этого подход «разделяй и властвуй» для нахождения ширины ленты графа неэффективен, в отличие от таких родственных задач, как алгоритм минимального линейного ранжирования [ ] (здесь задача заключается в минимизации J2{u v}€E \ж(и) — ^(V)D-. Таким образом, требуется более глобальный алгоритм. Вначале следует обсудить нахождение хорошей нижней границы значения bw(G).

Локальная плотность Обозначим для любой пары вершин u; v 2 V за d(u,v) кратчайшее расстояние между u и v в графе G. Затем определим B(v, r) = fu 2 V : d(u;v) < rg как шар радиуса r вокруг вершины v 2 V. Наконец, определим локальную плотность G как D(G) = maxveV,r>i jB(v, r)j/(2r): Нетрудно заметить, что bw(G) > D(G). Было высказано предположение, что существует верхняя граница вида bw(G) < poly(log n) ■ D(G), но до выхода основополагающей работы Файги [ ] оно оставалось недоказанным.

Основные результаты

Файги доказал следующие положения.

Теорема 1. Существует эффективный алгоритм, который для графа G = (V, E) устанавливает линейный порядок ж: V !f 1; 2; :::; ng. ::; ng, для которого bw^(G) < O I (log n)3 plog n log log n J • D(G). В частности, имеется полилогарифмический относительно n алгоритм аппроксимации для решения задачи нахождения ширины ленты в графах общего вида.

Алгоритмическую структуру Файги можно вкратце описать следующим образом.

1. Вычислить представление f: V ! Rn графа G в евклидовом пространстве.

2. Пусть ui,U2,..; un – независимые случайные переменные N(0, 1)1; для каждой вершины v 2 V вычислить h(v) = 1. N(0, 1) обозначает стандартную нормальную случайную переменную со средним значением 0 и отклонением 1. Pin=1 uifi(v), где fi(v) – i-я координата вектора f(v).

3. Отсортировать вершины по значению h(v), разрывая связи произвольным образом, и выдать порожденный линейный порядок. Эквивалентная характеризация этапов (2) и (3) необходима для выбора равномерного случайного вектора a 2 S""1 из (n-1)-мерной сферы Sn~1 С Rn и выдачи линейного порядка, порожденного значениями h(v) = ha;f(v)i, где (•,•) обозначает обычное скалярное произведение над Rn. Иными словами, вначале алгоритм вычисляет карту f: V ! Rn, проецирует изображения вершин на произвольно ориентированную линию и затем выдает порожденный в результате линейный порядок; этап (2) представляет собой стандартный способ реализации подобной случайной проекции.

Вложения с учетом объема Осталось охарактеризовать только этап (1). Функция f должна каким-либо образом сохранять структуру графа G, чтобы алгоритм мог выдавать порядок с низкой шириной ленты. Существование такой функции f обуславливается наличием поля метрических вложений с малым уровнем искажений (см., например, [2, 14]). Файги предложил обобщение вложений с малым уровнем искажений до отображений, называемых вложениями с учетом объема. Грубо говоря, отображение f должно быть нерасширяющимся в том смысле, что kf(u) — f(v)k < 1 для каждого ребра fu; vg 2 E, и должно обладать следующим свойством: для любого набора из k вершин v1... v K, (k-1)-мерный объем выпуклой оболочки точек f(v1)... f (vk) должен быть максимально возможно большим. Для оптимизации эффективности алгоритма выбирается подходящее значение k. Точные определения вложений с учетом объема и детальное изложение их построения можно найти в работах [7, 10, 11]. Файге показал, что модификация алгоритма вложения Бургейна [ ] дает отображение f: V ! Rn, достаточно хорошее для обеспечения справедливости теоремы 1.

Требование kf(u) — f(v)k < 1 для каждого ребра fu; vg является естественным, поскольку f(u) и f(v) должны иметь сходные проекции на произвольное направление a; из этого интуитивно следует, что u и v будут отображаться в порожденном линейном порядке не слишком далеко друг от друга. Но даже если jh(u) — h(v)j мало, может оказаться, что между h(u) и h(v) проецируется слишком много вершин, из-за чего между u и v возникает значительное растяжение. Чтобы избежать такой ситуации, изображения вершин должны быть в достаточной мере «разнесены», что соответствует требованию большого объема выпуклой оболочки изображений.

Применение

Как было отмечено ранее, задача нахождения ширины ленты графа находит применение в процессе предварительной обработки разреженных симметричных матриц. Минимизация ширины ленты матриц позволяет повысить эффективность определенных алгоритмов линейной алгебры – например, гауссова исключения; см. [3, 8, 17]. Последующие работы показали, что техники Файги можно применять к задачам проектирования СБИС [19].

Открытые вопросы

Вначале сформулируем гипотезу о ширине ленты (подробнее, например, в [13]). Гипотеза: для любого графа G = (V, E) с n вершинами она составляет bw(G) = O(log n) ■ D(G). Эта интересная гипотеза не доказана даже для специального случая, когда G является деревом (в [ ] приведены наилучшие результаты для деревьев). Наилучшая известная граница в общем случае, основанная на работах [7, 10], имеет вид bw(G) = O(log n)3:5 • D(G). Известно, что приведенная в гипотезе верхняя граница является наилучшей возможной, даже для деревьев [ ]. Можно ожидать, что подобные комбинаторные исследования позволят усовершенствовать алгоритмы аппроксимации.

Однако наилучшие алгоритмы аппроксимации, достигающие показателя O((log n)3(loglog n)1/4), не основываются на границе локальной плотности. Они скорее представляют собой гибрид подходов полуопределенного программирования [1, 5] с учетом предложений Файги и методов вложения с учетом объема, изложенных в [12, 16]. Определение аппроксимируемости задачи нахождения ширины ленты графа является значимой открытой проблемой; для ее решения требуется улучшение как верхней, так и нижней границ.

Литература

1. Blum, A., Konjevod, G., Ravi, R., Vempala, S.: Semi-definite relaxations for minimum bandwidth and other vertex-ordering problems. Theor. Comput. Sci. 235(1), 25-42 (2000), Selected papers in honor of Manuel Blum (Hong Kong, 1998)

2. Bourgain,J.:On Lipschitz embedding of finite metric spaces in Hilbert space. Israel J. Math. 52(1-2), 46-52 (1985)

3. Chinn, P.Z., Chvatalova, J., Dewdney, A.K., Gibbs, N.E.: The bandwidth problem for graphs and matrices—a survey. J. Graph Theory 6(3), 223-254 (1982)

4. Chung, F.R.K., Seymour, P.D.: Graphs with small bandwidth and cutwidth. Discret. Math. 75(1-3), 113-119 (1989). Graph theory and combinatorics, Cambridge (1988)

5. Dunagan, J., Vempala, S.: On Euclidean embeddings and bandwidth minimization. In: Randomization, approximation, and combinatorial optimization, pp. 229-240. Springer (2001)

6. Even, G., Naor, J., Rao, S., Schieber, B.: Divide-and-conquer approximation algorithms via spreading metrics. J. ACM 47(4), 585-616(2000)

7. Feige, U.: Approximating the bandwidth via volume respecting embeddings. J. Comput. Syst. Sci. 60(3), 510-539 (2000)

8. George, A., Liu, J.W.H.: Computer solution of large sparse positive definite systems. Prentice-Hall Series in Computational Mathematics, Prentice-Hall Inc. Englewood Cliffs (1981)

9. Gupta, A.: Improved bandwidth approximation for trees and chordal graphs. J. Algorithms 40(1), 24-36 (2001)

10. Krauthgamer, R., Lee, J.R., Mendel, M., Naor, A.: Measured descent: A new embedding method for finite metrics. Geom. Funct. Anal. 15(4), 839-858 (2005)

11. Krauthgamer, R., Linial, N., Magen, A.: Metric embeddings-beyond one-dimensional distortion. Discrete Comput. Geom. 31(3),339-356(2004)

12. Lee, J.R.: Volume distortion for subsets of Euclidean spaces. In: Proceedings of the 22nd Annual Symposium on Computational Geometry, ACM, Sedona, AZ 2006, pp. 207-216.

13. Linial, N.: Finite metric-spaces—combinatorics, geometry and algorithms. In: Proceedings of the International Congress of Mathematicians, vol. III, Beijing, 2002, pp. 573-586. Higher Ed. Press, Beijing (2002)

14. Linial, N., London, E., Rabinovich, Y.: The geometry of graphs and some of its algorithmic applications. Combinatorica 15(2), 215-245(1995)

15. Papadimitriou, C.H.: The NP-completeness of the bandwidth minimization problem. Computing 16(3), 263-270 (1976)

16. Rao, S.: Small distortion and volume preserving embeddings for planar and Euclidean metrics. In: Proceedings of the 15th Annual Symposium on Computational Geometry, pp. 300-306. ACM, New York (1999)

17. Strang, G.: Linear algebra and its applications, 2nd edn. Academic Press [Harcourt Brace Jovanovich Publishers], New York (1980)

18. Unger, W.: The complexity of the approximation of the bandwidth problem. In: 39th Annual Symposium on Foundations of Computer Science, IEEE, 8-11 Oct 1998, pp. 82-91.

19. Vempala, S.: Random projection: A new approach to VLSI layout. In: 39th Annual Symposium on Foundations of Computer Science, IEEE, 8-11 Oct 1998, pp. 389-398.