CC BY
8
6. Field R.J., Koros E., Noyes R.M. Oscillations in chemical systems. IV. Limit cycle Behavior in a model of real chemical reaction // J. Chem. Phys. - 1974. - Vol. 60. - P. 1877-1884.
7. Showalter K., Noyes R.M., Ber-eli K. A modified Oregonator exhibiting complicated limit cycle behavior in a flow system // J. Chem. Phys. - 1978. - Vol. 69. - P. 2514-2524.
8. Ikramov R.D., Mustafina S.A. Chislennoe issledovanie modelej reakcii Belousova-Zhabotinskogo na osnove dvuhstadijnogo metoda Rozenbroka s kompleksnymi kojefficientami // Sistemy upravlenija i informacionnye tehnologii. -2014. - №2. - S. 11-14.
9. Ikramov R.D., Mustafina S.A. Chislennoe issledovanie kolebatel'nyh reakcij s pomoshh'ju metoda Rozenbroka s dejstvitel'nymi kojefficientami // Zhurnal Srednevolzhskogo matematicheskogo obshhestva. - 2014. - T.16. - №1. - S.71-75.
10. Ikramov R.D., Mustafina S.A. Chislennoe issledovanie modelej Oregonatora s ispol'zovaniem dvuhstadijnogo metoda Rozenbroka s kompleksnymi kojefficientami // Informacionnye tehnologii modelirovanija i upravlenija. - 2014. - №6. - S. 211-217.
11. Bulatov M.V., Tyglijan A.V., Filippov S.S. Ob odnom klasse odnoshagovyh odnostadijnyh metodov dlja zhestkih sistem obyknovennyh differencial'nyh uravnenij // Zhurnal vychislitel'noj matematiki i matematicheskoj fiziki. - 2011. -T.51. - №7. - S.1251-1265.
12. Ikramov R. D. Modelirovanie i chislennoe issledovanie dinamiki kolebatel'nyh himicheskih reakcij polunejavnymi metodami: Avtoref. dis. kand. fiz.-mat. kauk. - Ufa, 2016. - 24 s.
DOI: 10.18454/IRJ.2016.51.139 Магомедов А.М.
Доктор физико-математических наук, профессор, Дагестанский государственный университет Работа выполнена при поддержке проекта № 2588 в рамках базовой части государственного задания Минобрнауки РФ и Отдела математики и информатики ДНЦ РАН О РАСКРАШИВАЕМОСТИ ДВУДОЛЬНЫХ ГРАФОВ СПЕЦИАЛЬНОГО ВИДА
Аннотация
A. S. Asratyan и C. J. Casselgren доказали, что задача об интервальной реберной раскраске бирегулярного двудольного графа со степенями 6 и 3 соответственно («(6,3)-граф») NP-полна. В статье показано, что минимальная мощность n вершин, при которой (6,3)-граф не допускает раскраски требуемого вида, равна 18: любой (6,3)-граф с n< 18 допускает интервальную реберную раскраску; для каждого n, не меньшего, чем 18 (и кратного 3), существует (6,3)-граф с n вершинами, для которого такая раскраска невозможна. Результаты находят применение в вопросах построения оптимальных расписаний учебных занятий.
Ключевые слова: граф, двудольный, раскраска.
Magomedov A.M.
PhD in Physics and Mathematics, Professor, Dagestan State University THE COLORING OF SPECIAL KIND BIPARTITE GRAPHS
Abstract
A. S. Asratyan and C. J. Casselgren proved that the problem of the interval edge-coloring of biregular bipartite graph with degrees 6 and 3 respectively («(6,3)-graph») is NP-complete. The article shows that the minimum capacity of vertices n such that (6,3)-graph prevents coloring of the required form equal to 18: any (6,3)-graph with n< 18 allows interval edge-coloring; for each n not less than 18 (and divided by 3) there is (6,3)-graph with n vertices, for which a coloring impossible. The results are used for constructing an optimal schedules training sessions.
Keywords: graph, bipartite, coloring.
1. Введение
В статье использованы обозначения и определения из книги [1]. Интервальной реберной раскраской графа t цветами будем называть отображение множества ребер графа в множество { 1 , 2 ,. . ,,t} , такое, что: 1) для каждого i, 1 < i < t, найдется ребро, раскрашенное в цвет i, 2) в каждой вершине графа все представленные в ней цвета попарно различны и образуют целочисленный интервал.
Двудольный граф G = (X, Y, Е), в котором степени всех вершин X равны 6, а степени всех вершин Y равны 3, будем называть (6,3)-бирегулярным или, кратко, (6,3)-графом. При | X | = п (6,3)-граф G = (X, Y, Я) будем называть (6, 3 ) п-графом. Будем называть (6,3)-граф раскрашиваемым или нераскрашиваемым в зависимости от того, допускает ли он интервальную реберную раскраску шестью цветами или нет.
В [2] показана NP-полнота задачи о раскрашиваемости (6,3)-графа. Пример нераскрашиваемого (6 , 3 ) 2 „-графа был построен еще в 1991 г. [3], в 2015 г. пример нераскрашиваемого (6, 3 ) 7-графа опубликован в [4].
Сформулируем основной результат статьи.
Теорема 1. При п < 5 каждый (6 , 3 ) п-граф раскрашиваем, для любого п > 6 найдется нераскрашиваемый (6, 3 ) п-граф.
2. Нераскрашиваемые (6,3 ) „ -графы
Отображение множества ребер Е (6,3)-графа G = (X, Y, Е) в множество из двух цветов, такое, что в каждой вершине цвета всех трех ребер, инцидентных , одинаковы, а каждой вершине инцидентны три ребра каждого из
двух цветов, будем называть гармонической раскраской графа С; значения цветов гармонической раскраски условимся обозначать -1 и + 1. Следующая лемма доказана независимо (и в разной терминологии) в [2] и [3].
Лемма 1. Для раскрашиваемости (6,3)-графа С необходимо и достаточно существование гармонической раскраски графа С.
Нетрудно заметить беперспективность проверки существования нераскрашиваемого (6 , 3 ) п — графа путем полного перебора даже при п = 6 . Справедливость следующей леммы очевидна.
Лемма 2. При гармонической раскраске (6,3)-графа для любой вершины х 6 X сумма цветов ребер, инцидентных х, равна нулю (свойство гармоничности для вершины х).
Следствие. При гармонической раскраске (6,3)-графа сумма цветов всех ребер графа равна нулю. Двудольный граф С, = (Х,,^,^) , гдеX, = {х^х^х2} , У, = {у0,. . , а множество ребер Я, задано списками смежности вершин множества X,: хо (Уо,У1,У2 ,Уз ,У4,Уз) , хх (Уо,У1,У2 ,Уб,Уу,У8) , х2 (У,,У1,У2,У9,У10.У1 1) , будем называть базисным.
Теорема 2. Если ( 6 , 3 ) 6-граф С = (X, У, Я) является надграфом для базисного графа, то С не допускает гармонической раскраски.
Доказательство. Допустим противное: пусть существует некоторая гармоническая раскраска с графа С, являющегося надграфом для базисного графа. Цвет ребер, инцидентных вершине 6 У, будем обозначать через с;, О < I < 1 1 . Выполнив почленное сложение равенств, выражающих свойство гармоничности для вершин х^х^^ и х2 соответственно:
С0 + С1 + с2 + с3 + с4 + с5 = О, с0 + с1 + с2+с6 + с7 + с8 = О, с0 + с1 + с2 + с9 + с10 + с1± = О, получим: (с0 + —I- ^ ^ +2(с0 + с1 + с2) = О .
Согласно следствию Леммы 2, с0 + —+ с 11 = О. Отсюда с0 + ^ + с2 = О , что невозможно для с0, ^ , с2 6 {—1 , + 1 }. Полученное противоречие доказывает, что гармоническая раскраска графа С не существует. Теорема доказана.
Пусть п - целое положительное, п > 6. Любой двудольный граф С ' = (X ', У ',Я ^ , где X ' = {хз ,х4,. . . ,хп _ 1 } , , степени вершин:
й (Уз) = • • • = й (у10 = 2 ,й (у1 2 ) = • • • = й (у2 п _ 0 = 3 , й (хз ) = • • • = й (хп _ 1 ) = 6, (1)
будем называть п-дополнением базисного графа или, кратко, п-дополнением.
В описанном ниже алгоритме построения «-дополнения текущие значения степеней вершин V обозначены через О (V) , разности й (V) — О (V) названы дефицитами вершин V, а вершины с дефицитами, равными нулю (отличными от нуля), названы насыщенными (соответственно - не насыщенными).
Алгоритм 1. Построение «-дополнения Вход: целое положительное п, п > 6 ; списки со значениями элементов, заданными в (1): й(уз ) ,. . . ,й (у2 п _ ^ и й (хз ), . . . , й (хп_ 0 .
Комментарии: элементы этих списков приобретут смысл степеней соответствующих вершин лишь после завершения алгоритма.
Выход: п-дополнение для базисного графа.
1. Инициализация: X ': = {хз,х4,. . .,хп _ ^ ; У ' : = {уз ,у4,. . ,,у2 п _ £) (V) :=0 для всех V 6 X 'и У '; Комментарии: после инициализации сумма дефицитов вершин каждого из множеств X ' и У ' равна 6п — 1 8, а
разность любых двух элементов следующего списка:
й (Уз ) — О (Уз ).....й (У2 п _ 1) — Д(У2п _ 1) (2)
равна -1, 0 или 1 («свойство близости элементов списка»).
2. пока в множестве X ' имеется ненасыщенная вершина х, соединить х рёбрами с каждой из шести вершин множества У ', имеющих наибольшие значения дефицитов.
Комментарии: добавление ребра сопровождается увеличением текущих степеней его концевых вершин на единицу.
Конец алгоритма 1.
Справедливость следующей леммы очевидна.
Лемма 3. Для любого заданного целого положительного п, п > 6 , алгоритм 1 генерирует п-дополнение С ' = (X ',У ',Я )
Теорема 3. Для любого п > 6 существует ( 6 , 3 ) п-граф С = (X, У, Я) , не допускающий гармонической раскраски. Доказательство. В качестве графа С можно взять объединение базисного графа и его п-дополнения. Теорема доказана.
Следствие. Для любого п > 6 существует 6-нераскрашиваемый ( 6 , 3 ) п-граф С = (X, У, Я) .
В качестве примера 6-дополнения укажем граф С '= (X ', У ', Я ') ,
где , а множество ребер задано списками смежности вершин
множества : .
Легко видеть, что граф , полученный объединением графов и , является -графом. Согласно теореме 2, не допускает гармонической раскраски, поэтому (по лемме 1) граф нераскрашиваем.
Мы доказали вторую часть теоремы 1. Первая часть теоремы 1 всецело получена «компьютерным» путем; изложим принятый нами подход. Для фиксированного п обозначим множество всех (6, 3 ) п-графов через М. Ранее уже упоминалось о сложности полного перебора множества при проблема перебора сохраняет остроту и для
, хотя вычислительные трудности не столь велики, как в случае
Наша цель - построить подмножество М0 6 М, такое, что утверждение о нераскрашиваемости всех (6, 3 ) п-графов - элементов множества M - справедливо тогда и только тогда, когда аналогичное утверждение справедливо для всех элементов подмножества М0. Любое подмножество М0, обладающее таким свойствами, будем называть характеристическим.
Отношение изоморфизма разбивает множество на классы эквивалентности и, на первый взгляд, естественным представляется выбрать в качестве подмножество, включающее точно одного представителя из каждого класса эквивалентности. Однако такое построение затруднительно: задача об изоморфизме графов была опубликована [5] еще в 1972 г. как «открытая» задача, относительно которой неизвестно, является ли она NP-полной (насколько автору известно, за истекшие десятилетия успех в решении проблемы не достигнут). Поэтому ограничимся целью построить характеристическое множество , включающее столь мало представителей (но не менее одного) из каждого класса эквивалентности, что мощность М0 не будет представлять трудности для «компьютерного перебора». Введем обозначения: X = {х^х^ . . . ,хп _ , Y = {y0,yi,. . . ,у2 п _ i }; X = {x0,xi,. . ,,х} , 0 < i < п—1 ; Yi = {У0,У1,. ■ -,уД 0 <;' < 2 п - 1 .
Построение множества удобно изложить в виде построения корневого дерева глубины , все узлы которого представлены двудольными графами (далее в тексте - «узловые графы»), а узловые графы, представляющие узлы последнего, (п — 1 ) -го уровня, являются ( 6 , 3 ) п-графами и образуют множество М0; при этом каждый узел v уровня , принадлежащий пути от корня к некоторой вершине последнего уровня , будет представлен
некоторым порожденным на множестве вершин U Y подграфом G^=(X;, Y,Ef) графа G^.
Алгоритм 2. Построение характеристического множества Вход: целое положительное п, п < 6.
Выход: «слабо-избыточное» характеристическое множество - множество узловых графов последнего уровня дерева .
1. В качестве узлового графа для узла 0-го уровня (корня дерева Г) выбрать двудольный граф G0 = (X0, Y,E0) , где
Е0 = {(х0,у0).-.(^0.У5)}-
( - количество узлов в дереве ).
2. Для каждого выполнить:
(v)
для узлового графа = каждого узла уровня выполнить:
Begin_1
(v)
2.1. Разбить множество Y графа на поля, где каждое поле представляет собой набор всех таких вершин степени <3, которые обладают одним и тем же списком смежности. Количество полей обозначить через V, поля -через , их мощности - через индексы первых элементов полей - через
2.2. Для каждого неупорядоченного набора целых неотрицательных , удовлетворяющих условиям: a 1 Н-----Н aw = 6 и 0 < ak < Zk; к = 1 ,. . ,,V. ( * )
выполнить:
Begin_2
2.2.1. G ' := двудольный граф, полученный из G^ добавлением вершины х;, список смежности которого содержит точно a k начальных вершин поля Fk, к = 1 ,. . ., V;
2.2.1.1. если а) список смежности вершины в графе G ' содержит не более общих вершин с Y5, чем список смежности вершины х;_ 1 в G>_± и
б) граф содержит вершин множества , степени которых < 3, то
добавить в дерево в качестве потомка вершины , для чего:
и узлу с номером приписать граф (в подробной компьютерной реализации рекомендуется выполнить и следующие действия сопроводительного характера: в соответствующие массивы занести с позиции R значения i, V, номер родительского узла и векторы , и ).
End_2 End_1
Конец алгоритма 2.
Заметим, что s-l, .. .,sw не принимают видимого участия в алгоритме, но их присутствие оправдано вычислительными целями (для удобства вычисления полей узла-потомка).
Для генерации наборов целых неотрицательных а5,. . .,aw, удовлетворяющих условиям (*), применяется рекурсивная процедура AddSplit ( v a Zu e, к, Z, s,V; a,AddVertex) , где a и I - векторы из V целых неотрицательных и целых положительных чисел соответственно: по заданным и процедура генерирует все разбиения
заданного целого положительного на неупорядоченные целые неотрицательные слагаемые:
aw, не превышающие соответствующие Z k,. . .,ZW. Процедура содержит вложенный вызов процедуры AddVertex, действие которой равносильно выполнению фрагмента Begin_2 ... End_2 алгоритма 2 по добавлению в дерево Г нового узла - потомка узла . Приведем подробное описание.
Процедура AddSplit ( )
Если к = V, то begin a k :=value; AddVertex end иначе
для j от max( 0 , va Zu e — ( a k +1 + —Н aw) ) до mm ( va Zu e, Z k) выполнить:
Begin_1 a k: = j; AddSplit ( va Zu e — j к + 1 , Z, s, V ; a, AddVertex ) End_1
Комментарии: перед вызовом процедуры выполняются присваивания: va Zue : =6 и к : = 1 .
Конец процедуры
Как видно из описания процедуры, память на хранение наборов а1(.. . ,aw, удовлетворяющих условиям (*), не расходуется: для каждого очередного набора немедленно после его генерации выполняется фрагмент Begin_2 ... End_2.
Теорема 4. Алгоритм 2 вычисляет характеристическое множество.
Доказательство. Требуется показать, что для каждого (6, 3 ) „-графа - элемента множества М - среди узловых графов последнего уровня дерева Т найдется изоморфный ему граф (назовем это условие кратко: принцип достаточности). Отличия алгоритма 2 от алгоритма полного перебора начинаются с выбора (в пункте 1) единственного узлового графа для корня, остальные отличия сводятся к выбору (в пункте 2.2.1.1) не более одного потомка для узла уровня из каждого множества графов, соответствующего сгенерированному разбиению
(а^ . . ., aw) числа 6 на целые положительные слагаемые.
Во-первых, выбор для вершины х0 любого иного списка смежности приводит к графу, изоморфному G0. В самом деле, пусть для вершины х0 выбран произвольный список смежности yjo,. . -,yj5. Тогда любая биекция {у; ,. . . ,у; } приводит к (изоморфному) графу с сохранением принципа достаточности.
Во-вторых, требование (см. 2.2.1.1а) «список смежности вершины в графе G' имеет не более общих вершин с У5, чем список смежности вершины _ 1 в G^» равносильно требованию упорядочить вершины х0,. . . ,х„ _ 1 по принципу невозрастания в их списках смежности количеств вершин, принадлежащих У5; такое упорядочение соответствует принципу достаточности. Наконец, если (см. 2.2.1.1б) граф G ' содержит менее шести вершин множества У степени меньше, чем три, то, очевидно, достроить граф G ' до (6, 3 ) „-графа невозможно. Теорема доказана.
Как показали компьютерные расчеты, при п = 6 алгоритм 2 генерирует дерево Т из 11645 узлов, из которых 2485 узлов относятся к последнему уровню, образуя искомое множество М0 (6, 3 ) 6 — графов. Проверка существования гармонической раскраски у каждого графа из путем обычного перебора не представляет трудности; среди них обнаружены точно 62 нераскрашиваемых графа (в том числе - изоморфные между собой), включая рассмотренный выше граф . Для каждого компьютерные расчеты подтвердили существование гармонической раскраски у
всех графов характеристического множества, следовательно, их раскрашиваемость (лемма 1). Тем самым доказано и первое утверждение теоремы 1.
3. Заключение
Область практического применения - построение «безоконного» расписания. Пусть рассматривается задача построения однодневного расписания учебных занятий: - множество классов, - множество учителей, исходные данные к расписанию заданы (6,3)-графом G = (X, У, Е) , где каждому классу запланированы шесть уроков, а каждому учителю - три урока. Если цвету t 6 { 1 ,. . ., 6 } каждого ребра (х;, у,) 6 Е соотнести номер академического часа - урока учителя в классе , то задача о раскрашиваемости графа преобразуется в задачу о существовании расписания длительностью в шесть уроков без «окон» у учителей и классов.
Литература
1. Swamy M. N. and Thulasiraman K. Graphs, Networks and Algorithms, Wiley-Inter-science, 1981. - 455 P.
2. Casselgren C. J. On Some Graph Coloring Problems // Doctoral Thesis No. 48. Department of Mathematics and Mathematical Statistics Umea University, 2011.
3. Магомедов А. М. К вопросу об условиях уплотнимости матрицы из 6 столбцов // Деп. в ВИНИТИ, 1991.
4. Magomedov A. M. On interval Д-coloring bipartite graphs // ISSN 0005-1179, Automation and Remote Control, 2015, Vol. 76, No. 1, pp. 80-87.
5. Karp R. M. Reducibility among combinatorial problems // in R. E. Miller and J. W. Thatcher (eds.), Complexity of Computer Computations, Plenum Press, New York, 1972. P. 85-103.
References
1. Swamy M. N. and Thulasiraman K. Graphs, Networks and Algorithms, Wiley-Inter-science, 1981. - 455 P.
2. Casselgren C. J. On Some Graph Coloring Problems // Doctoral Thesis No. 48. Department of Mathematics and Mathematical Statistics Umea University, 2011.
3. Magomedov A. M. K voprosu ob uslovijah uplotnimosti matricy iz 6 stolbcov // Dep. v VINITI, 1991.
4. Magomedov A. M. On interval Д-coloring bipartite graphs // ISSN 0005-1179, Automation and Remote Control, 2015, Vol. 76, No. 1, pp. 80-87.
5. Karp R. M. Reducibility among combinatorial problems // in R. E. Miller and J. W. Thatcher (eds.), Complexity of Computer Computations, Plenum Press, New York, 1972. P. 85-103.
