Редукция данных для доминирования в графах

Ключевые слова и синонимы: доминирующее множество; редукция до ядра задачи; кернелизация

Постановка задачи

NP-полная задача поиска доминирующего множества (DOMINATING SET), как известно, представляет значительную сложность.

Дано: неориентированный граф [math]\displaystyle{ G = (V, E) \; }[/math] и целое число [math]\displaystyle{ k \ge 0 \; }[/math].

Вопрос: существует ли подграф [math]\displaystyle{ S \subseteq V }[/math] с [math]\displaystyle{ |S| \le k \; }[/math], такой, что каждая вершина [math]\displaystyle{ v \in V \; }[/math] входит в S, либо по крайней мере один из ее соседей входит в S?

К примеру, построить оптимизированную версию графа с n вершинами за полиномиальное время можно только с точностью до множителя [math]\displaystyle{ \Theta (log \; n) \; }[/math], если не выполняются некоторые стандартные теоретико-сложностные предположения [9]. В терминах параметризованной сложности эта задача, как было показано в [8], является W[2]-полной. Для планарных графов она по-прежнему является NP-полной, однако в данном случае ситуация оказывается намного проще. В своей основополагающей работе Бэйкер показала, что существует схема аппроксимации с полиномиальным временем исполнения (PTAS) [6], и что в случае планарных графов эта задача становится разрешимой при помощи алгоритмов с фиксированными параметрами [2, 4]. В частности, задача может иметь решение при использовании достаточно эффективных правил редукции; может быть доказан результат кернелизации (общее описание редукции данных и кернелизации см. в [16]).

Основные результаты

Основная идея редукции данных заключается в предварительной обработке на основе локально применяемых правил упрощения. В качестве примера может служить правило, согласно которому рассматривается локальная окрестность каждой вершины графа. Для этого потребуются следующие определения. Окрестность N(v) произвольной вершины [math]\displaystyle{ v \in V \; }[/math] входного графа разбивается на три непересекающихся множества [math]\displaystyle{ N_1(v) \; }[/math], [math]\displaystyle{ N_2(v) \; }[/math] и [math]\displaystyle{ N_3(v) \; }[/math], зависящих от структуры локальной окрестности. Эти множества таковы:

[math]\displaystyle{ N_1(v) \; }[/math] содержит всех соседей вершины v, от которых идут дуги к вершинам, не являющимся соседями v;

[math]\displaystyle{ N_2(v) \; }[/math] содержит все вершины из [math]\displaystyle{ N(v) \setminus N_1(v) \; }[/math], связанные дугами по крайней мере с одной вершиной из [math]\displaystyle{ N_1(v) \; }[/math];

[math]\displaystyle{ N_3(v) \; }[/math] содержит всех соседей вершины v, не принадлежащих к [math]\displaystyle{ N_1(v) \; }[/math] или [math]\displaystyle{ N_2(v) \; }[/math].

Редукция данных для доминирования в графах

В левой части показано разбиение окрестности вершины v; в правой части показан результат применения приведенного ниже правила редукции данных к этому конкретному (под)графу.

В левой части рисунка показано подобное разбиение. Понятная и полезная интерпретация данного разбиения заключается в том, что вершины из [math]\displaystyle{ N_1(v) \; }[/math] рассматриваются как «выходы», поскольку они имеют прямые связи с «внешним миром» за пределами ближайшей окрестности v; вершины из [math]\displaystyle{ N_2(v) \; }[/math] – как «стражи», поскольку они имеют прямую связь с выходами, а вершины из [math]\displaystyle{ N_3(v) \; }[/math] – как «заключенные», поскольку они не видят «мира» за пределами [math]\displaystyle{ \{ v \} \cup N_1(v) \; }[/math].

Рассмотрим вершину [math]\displaystyle{ w \in N_3(v) \; }[/math]. Такая вершина имеет соседей только из [math]\displaystyle{ \{ v \} \cup N_1(v) \cup N_3(v) \; }[/math]. Следовательно, для того, чтобы доминировать вершину w, по меньшей мере одна вершина из [math]\displaystyle{ \{ v \} \cup N_1(v) \cup N_3(v) \; }[/math] должна входить в доминирующее множество входного графа. Поскольку v может доминировать все вершины, которые были бы доминированы в результате выбора из [math]\displaystyle{ N_1(v) \cup N_3(v) \; }[/math] в доминирующее множество, это дает следующее правило редукции данных:

Если [math]\displaystyle{ N_3(v) \ne \emptyset \; }[/math] для некоторой вершины v, удалить [math]\displaystyle{ N_2(v) \; }[/math] и [math]\displaystyle{ N_3(v) \; }[/math] из G и добавить в G новую вершину v' с дугой {v, v'}.

Новая вершина v' может рассматриваться как «вершина-гаджет», которая «заставляет» выбрать v в доминирующее множество. Корректность этого правила нетрудно проверить, поскольку она сводится к тому, что исходный граф имеет доминирующее множество размера k в том и только том случае, если приведенный в результате редукции граф имеет доминирующее множество размера k. Очевидно, что редукция данных может быть проведена за полиномиальное время [5]. Однако существуют «ромбовидные» структуры, к которым данное правило редукции неприменимо. Для них было предложено несколько более сложное правило, основанное на рассмотрении объединенной окрестности двух вершин [5].

В [5] была доказана справедливость следующей теоремы.

Теорема 1. Планарный граф G = (V, E) может быть за полиномиальное время приведен при помощи редукции к планарному графу G' = (V', E'), такому, что G имеет доминирующее множество размера k в том и только том случае, если G0 имеет доминирующее множество размера k и |V'| = O(k).

Иными словами, теорема утверждает, что задача нахождения доминирующего множества в планарных графах (DOMINATING SET) имеет ядро линейного размера. Значение верхней границы |V'| вначале было установлено равным 335k [5], затем снижено до 67k [7]. Эти результаты могут быть расширены на графы ограниченного рода [10]. Кроме того, подобные же результаты (линейная кернелизация) были недавно получены для задачи нахождения полноразмерного остовного дерева в планарном графе (FULL-DEGREE SPANNING TREE) [13]. Впоследствии эти результаты были обобщены в виде методологической схемы [12].

Применение

Задача нахождения доминирующего множества (DOMINATING SET) считается одной из важнейших задач теории графов [14, 15]. У нее широчайший спектр вариантов применения – от поисков нужного места до биоинформатики.

Открытые вопросы

Наилучшая нижняя граница размера ядра задачи нахождения доминирующего множества в планарных графах (DOMINATING SET) на данный момент равняется 2k [7]. Таким образом, существует большой разрыв между известными верхней и нижней границами. Также были высказаны некоторые соображения о возможности обобщения вышеприведенных правил редукции данных [3]; однако пока перспективы практического применения таких обобщений неясны. Наконец, отдельного исследования заслуживают более глубокие связи между результатами алгоритма PTAS [6] Бэйкер и результатами линейной кернелизации для задачи DOMINATING SET на планарных графах. Классы задач, поддающихся решению обоими способами, были обнаружены в [12]. В недавнем обзоре [11] очерчена область исследования редукции данных и кернелизации в целом и связанные с ними проблемы.

Экспериментальные результаты

Теоретические выкладки сопровождались экспериментальными исследованиями как на искусственно подобранных, так и на реальных данных [1]. Результаты в целом оказались обнадеживающими. Однако структуры типа «решетка» представляют серьезную проблему: на них правила редукции данных практически неэффективны.

См. также

• Связное доминирующее множество

Литература

1. Alber, J., Betzler, N., Niedermeier, R.: Experiments on data reduction for optimal domination in networks. Ann. Oper. Res. 146(1), 105–117 (2006)

2. Alber, J., Bodlaender, H.L., Fernau, H., Kloks, T., Niedermeier, R.: Fixed parameter algorithms for Dominating Set and related problems on planar graphs. Algorithmica 33(4), 461–493 (2002)

3. Alber, J., Dorn, B., Niedermeier, R.: A general data reduction scheme for domination in graphs. In: Proc. 32nd SOFSEM. LNCS, vol. 3831, pp. 137-147. Springer, Berlin (2006)

4. Alber, J., Fan, H., Fellows, M.R., Fernau, H., Niedermeier, R., Rosamond, F., Stege, U.: A refined search tree technique for Dominating Set on planar graphs. J. Comput. Syst. Sci. 71(4), 385^05 (2005)

5. Alber, J., Fellows, M.R., Niedermeier, R.: Polynomial time data reduction for Dominating Set. J. ACM 51 (3), 363-384 (2004)

6. Baker, B.S.: Approximation algorithms for NP-complete problems on planar graphs. J. ACM 41(1), 153-180 (1994)

7. Chen, J., Fernau, H., Kanj, I.A., Xia, G.: Parametric duality and kernelization: lower bounds and upper bounds on kernel size. SIAM J. Comput. 37(4), 1077-1106 (2007)

8. Downey, R.G., Fellows, M.R.: Parameterized Complexity. Springer, New York (1999)

9. Feige, U.: A threshold of lnn for approximating set cover. J. ACM 45(4), 634-652 (1998)

10. Fomin, F.V., Thilikos, D.M.: Fast parameterized algorithms for graphs on surfaces: Linear kernel and exponential speed-up. In: Proc. 31st ICALP. LNCS, vol. 3142, pp. 581-592. Springer, Berlin (2004)

11. Guo, J., Niedermeier, R.: Invitation to data reduction and problem kernelization. ACM SIGACT News 38(1), 31-45 (2007)

12. Guo, J., Niedermeier, R.: Linear problem kernels for NP-hard problems on planar graphs. In: Proc. 34th ICALP. LNCS, vol. 4596, pp. 375-386. Springer, Berlin (2007)

13. Guo, J., Niedermeier, R., Wernicke, S.: Fixed-parameter tractability results for full-degree spanning tree and its dual. In: Proc. 2nd IWPEC. LNCS, vol. 4196, pp. 203-214. Springer, Berlin (2006)

14. Haynes, T.W., Hedetniemi, S.T., Slater, P.J.: Domination in Graphs: Advanced Topics. Pure and Applied Mathematics, vol. 209. Marcel Dekker, New York(1998)

15. Haynes, T.W., Hedetniemi, S.T., Slater, P.J.: Fundamentals of Domination in Graphs. Pure and Applied Mathematics, vol. 208. Marcel Dekker, New York(1998)

16. Niedermeier, R.: Invitation to Fixed-Parameter Algorithms. Oxford University Press, New York (2006)