[英]Minimum Spanning tree subgraph
我正在阅读下一周修订课堂测试的书中的所有练习,我对这个子图问题感到很困惑。
目前我的想法让我相信,因为我们已经有了最小生成树G,因为我们在最小生成树中存在子节点,所以必须存在G'。 就条件而言,我有点不知所措。
如果X'的节点和边集合分别是节点的子集和X的边集,则图X'是图X的子图。 让我们将(V,T)作为G的最小生成树,并且G'=(V',E')是G的连通子图。
(a)证明(V',E'∩T)是G'的最小生成树的子图。
(b)在什么条件下(V',E'∩T)G'的最小生成树? 证明你的主张。
提前致谢!
对于(a)
我真的不明白这个问题......你能解释一下吗?
(b)
我想是的
对于每个e=(u,v)
在T
如果u in V'
和v in V'
然后e in E
那么我们(V′,E′∩T)
是G'
的最小生成树。
Coz:
e
具有e=(u,v)
在T
如果u in V'
和v in V'
而不是in E'
,则(V′,E′∩T)
根本没有被连接。 它当然不能成为G'
的生成树 (V′,E′∩T)
是不是一个生成树G'
然后G'
具有更低的成本生成树,让我们说这是Tg
。 我们可以通过以下方式构造G
的生成树T'
,其成本低于T
,通过:(i)移除每个e=(u,v) , u in V' and v in V' and e in T
从T
(ii)中添加每个e=(u,v) , u in V' and v in V' and e in Tg
。 结果图是G
的生成树(因为它连接时具有相同数量的T
边)并且成本低于T
因此,它可以永远不会发生,因为我们已经知道T
是的minimul生成树T
。 (a)正如我在评论中提到的(V',E'∩T)可能包含多个组件。 通常,G'的最小生成树将需要更多边。 问题是在E'∩T中是否已经存在一些可能未被使用的边缘。 因此,我们可以将问题重新表述为G'的最小生成树(V',T')的存在,使得E'∩T⊂T'。
这是一个使用Kruskal算法及其正确性证明的证明。 Kruskal算法中按重量计算的边缘不是确定性的。 虽然边缘按重量排序,但是在相同权重的边缘上的非确定性的枚举。 然而,对于每个生成树,存在一些单调的边缘枚举,产生最小生成树(V,T)。 设E_x为权重x的所有边的集合。 对于排序,选择任何顺序,使得E_x∩T中的所有边都在E_x \\ T中的那些边之前.E_x∩T中的任何边都没有形成Kruskal算法中检查它们的步骤中的循环,因为它们出现在最终的最小生成树。 它们出现在什么顺序并不重要,因为顺序不会改变循环的不存在。 然后,E_x \\ T中的所有边都被丢弃,因为它们会形成周期,因为它们不会出现在T中。因此,对于产生最小树(V,T)的边E,总会有一些排序。
对于下一步,我们在G'上再次运行Kruskal算法,使用可以产生给定G的最小生成树的排序。调用此树(V',T')。 这里的关键属性是,当我们这样做时,E'∩T中的所有边都被添加到任何其他边之前。 相反,假设某些边缘t∈E'∩T将在G'上运行时被拒绝,因为它形成了一个周期。 这意味着某些链C已经在两个组件之间形成了连接,当计算(V,T)时,边t是第一个连接的组件。 如果是这样,同一个链将在原始运行中连接这些组件,而他们没有。 现在考虑在将E_x∩T的边缘添加到正在进行的树中之后立即在G'上的Kruskal算法的状态。 之后添加了Kruskal算法添加的任何内容,以便E_x∩T⊂T'。
(b)这部分主要是(a)部分的必然结果,即观察到边缘集E'∩T在Kruskal算法运行的某个点上始终是有效状态。 因此,如果在该点完成算法,即,边缘集合耗尽,则E'∩T恰好是最小生成树的边缘。 条件是算法在它处于这种状态时结束,因此当连接(V',E'∩T)时,Kruskal算法终止并且(V',E'∩T)是最小生成树。 相反,如果(V',E'∩T)是最小生成树,那么它必然是连接的。
部分'a'几乎立即跟随观察到最小生成树(例如(V,T)
)确实是最小的! 以下是证明的一部分草图:
假设(V′,E′∩T)
不是最小的矛盾。 这意味着e in E′∩T
中有一些e in E′∩T
,我们可以在保留其连接性的同时删除它。 这意味着e
也可以从T中移除,这显然不可能,因为T
很小。
对于'b'部分,我认为lavin提供了一个不错的解决方案。 希望这会有所帮助。
我提供了一个非正式的tl; dr版本为不耐烦:) eh9值得赏金
a - 存在一些由V'交叉形成的生成树,与v'可能具有的所有边相交。 E'∩T必然是其中的一部分
b - 条件是连接(V',E'∩T)时。 E'中的任何非最小边和周期都被与T的交点丢弃,并且任何剩余的最小连通图都是MST
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