Свойства путей в графах и мультиграфах Текст научной статьи по специальности «Математика»

ПРИКЛАДНАЯ ДИСКРЕТНАЯ МАТЕМАТИКА

2010 Прикладная теория графов №1(7)

УДК 519.6

СВОЙСТВА ПУТЕЙ В ГРАФАХ И МУЛЬТИГРАФАХ

В. М. Фомичев Институт проблем, информатики РАН, г. Москва, Россия E-mail: [email protected]

Для n-вершинного сильносвязного орграфа оценена длина кратчайшего полного пути и, при наличии петли в графе, экспонент матрицы смежности вершин. Получена полиномиальная оценка субэкспонента системы матриц смежности вершин n-вершинных графов Г1,..., Гр, объединение которых сильно связно. Полученные результаты могут использоваться для исследования существенных переменных координатных функций, определяющих композиции преобразований множества конечных слов.

Ключевые слова: полный путь, кратчайший путь, экспонент, субэкспонент.

Введение

Решение ряда прикладных задач методами теории графов часто увязывается с исследованием свойств множества путей в определенных графах. К таким задачам в криптологии относится, например, исследование существенной зависимости функций от переменных [1, гл. 10]. В криптографических системах аутентификации изучение множеств существенных переменных функций важно для построения преобразований, распространяющих искажения [1, 2]. В криптографических системах шифрования эти задачи решаются для оценки эффективности алгебраических атак, основанных на последовательном опробовании элементов ключа [3, с. 397].

Важным понятием в теории графов является расстояние (длина кратчайшего пути) между двумя вершинами графа, которое может определяться двояко для пары одинаковых вершин. Если в транспортных задачах естественно рассматривать графы без петель и предполагать, что расстояние между двумя одинаковыми вершинами равно 0, то в некоторых других задачах, например при исследовании существенной зависимости от переменных композиций функций, допускается наличие петель в графе и полагается, что расстояние от х до х равно длине кратчайшего цикла, проходящего через вершину х. В соответствии с этим следует различать и другие производные понятия теории графов: «эксцентриситет вершины», «радиус графа», «диаметр графа» и др. Часто используются определения первого типа, связанные с расстояниями в графе (см., например, [4, с. 262]); в данной же работе — определения второго типа, которые в большей мере отвечают прикладным задачам криптологии.

Далее в соответствии с [5, 6 и др.] положим, что множество ребер графа, так же как и множество дуг орграфа, может содержать петли, а мультимножество ребер неориентированного (дуг ориентированного) мультиграфа содержит параллельные ребра (дуги), в частности, может содержать параллельные петли. В помеченном мультиграфе параллельные ребра (дуги) различаются, если им присвоены разные метки. Заметим — объединение нескольких графов (орграфов) с одинаковым множеством вершин может быть как графом (орграфом), так и мультиграфом.

Некоторые теоретико-графовые задачи состоят в определении путей с заданными характеристиками (с фиксированными начальной и конечной вершинами, с фиксиро-

ванной длиной) в различных графах и мультиграфах. Напомним [7, с. 143, следствие 1 теоремы 2], что в n-вершинном графе Г число путей длины £ из вершины i в вершину j определяется элементом m(g) матрицы М^ где М — матрица смежности вершин графа Г, i,j Е {1, ...,n},£ ^ 1. Вместе с тем эта теорема может использоваться не во всех случаях. Например:

1) указанная теорема требует уточнения для помеченных графов (мультиграфов), чтобы различать пути длины £ из i в j с разными метками;

2) при больших n, £ высока вычислительная сложность подсчета матриц Mg, £ ^ 1.

Данная работа посвящена получению оценок длин путей с определенными свойствами в n-вершинных ориентированных и неориентированных графах и мультиграфах. Без ущерба для общности рассмотрим лишь связные (не обязательно сильносвязные) ориентированные графы и мультиграфы.

1. Свойства систем неотрицательных матриц

Матрица М = (mj) над полем действительных чисел положительна (неотрицательна), если положительны (неотрицательны) все ее элементы. Это свойство записывается так: М > 0 (М ^ 0). Заметим, что множество квадратных неотрицательных матриц размера n содержит множество матриц смежности вершин n-вершинных графов.

При последовательном возведении в степени 1, 2, ...,£,... квадратная неотрицательная матрица М может на некотором шаге стать положительной. В этом случае матрица М называется примитивной [8], а наименьшее натуральное £, при котором Mg > 0, называется экспонентом матрицы М (обозначается exp М). Если такого £ не существует, то exp М = то.

Субэкспонентом матрицы М (обозначается sbxp М) называется наименьшее натуральное число £, при котором М| > 0, где

М| = М + М2 + ... + Мg.

Если М — матрица смежности вершин некоторого графа Г, то в силу следствия 1 теоремы 2 [7, с. 143] sbxp М совпадает с диаметром графа Г.

Понятия экспонента и субэкспонента обобщены на систему квадратных неотрицательных матриц M = {М1,...,Мр} одинакового размера [1, гл. 10]. Пусть Np = {1,... ,p}, Np —множество всех слов в алфавите Np. Слову w = s1... sg из Np

при заданной системе матриц М однозначно соответствует матрица М31 ■ ... ■ М5£, яв-

ляющаяся элементом мультипликативной полугруппы (M) неотрицательных матриц, порожденной системой M. Обозначим М31 ■ ... ■ М3е = М(w) = (mj (w)).

Экспонентом системы матриц M (обозначается exp M) называется наименьшая длина £ слова w Е Np, при котором М(w) > 0. Если такого слова не существует, то полагаем exp M = то.

Субэкспонентом системы матриц M (обозначается sbxp M) называется наименьшая длина £ слова w = s1... sg из Np, при котором Мх (w) > 0, где

Мх (w) = М31 + М31 ■ М32 + ... + М (w).

Если такое слово не существует, то полагаем sbxp M = то.

Утверждение 1. Для любой системы M квадратных неотрицательных матриц одинакового размера sbxp M ^ exp M.

Заметим, что имеются системы матриц с конечным субэкспонентом и бесконечным экспонентом. Такова, например, любая система подстановочных матриц порядка n, порождающая группу, изоморфную транзитивной группе подстановок степени n. В частности, подстановочная матрица, соответствующая полноцикловой подстановке, имеет конечный субэкспонент и бесконечный экспонент.

На множестве матриц (над полем R) заданного размера имеется частичный порядок: М ^ М’ тогда и только тогда, когда mij ^ mj для всех допустимых i, j, где М’ = (mj). Указанный частичный порядок индуцирует квазипорядок на множестве систем матриц (над полем R) заданного размера: M ^ M’ тогда и только тогда, когда для любой матрицы М’ Е M’ имеется матрица М Е M, такая, что М ^ М’. Непосредственно из определений следуют «монотонные» свойства.

Утверждение 2. Если M ^ M’ или M 1Э M’, где M, M’ — системы квадратных неотрицательных матриц одинакового размера, то sbxp M ^ sbxp M’ и exp M ^ exp M’.

С точки зрения теории признаков в полугруппах подмножество квадратных положительных матриц размера n можно рассматривать как полугрупповой признак в полугруппе квадратных неотрицательных матриц размера n [1, разд. 9.1], показатель этого признака в системе образующих M совпадает с exp M.

2. Число путей с заданной меткой в объединении орграфов

В графе Г с множеством вершин {1,... , n} обозначим через d^j длину кратчайшего пути из вершины i в вершину j (расстояние от i до j), тогда диаметр графа Г есть

diamT = max{dj,j : i, j = 1,... ,n}.

Пусть Г — граф с множеством вершин {1,... , n}, где все дуги помечены числом s, и М3 = (mij(s)) —матрица смежности вершин графа F^s = 1,...,p. Тогда объединение графов Г(р) = Г1 U ... U Гр в зависимости от объединяемых множеств дуг есть либо граф, либо мультиграф, которому соответствует система матриц смежности M = {М1,... , Мр}. Любой путь длины £ в мультиграфе (графе) Г(р) помечен словом из N* длины £. Далее рассмотрим мультиграф Г(р), рассуждения для графа проводятся аналогично.

Для данных мультиграфов верно обобщение следствия 1 теоремы 2 [7, с. 143].

Теорема 1. В мультиграфе Г(р) число путей длины £ из вершины i в вершину j с меткой w = (s1,... , sg) равно mij (w).

Доказательство. Индукция по £.

Для £ =1 теорема следует из определения матриц М8, s = 1,... ,p, и определения мультиграфа Г(р).

Пусть теорема доказана для £ — 1, где £ > 1, для любой пары вершин (i, j) мультиграфа Г(р) и для любого слова u = (s1,... , sg-1) Е Np.

Докажем теорему для £, для любой пары (i, j) вершин мультиграфа Г(р) и для любого слова w Е Np.

По определению М(w) = М(u) ■ М5£, отсюда получаем по правилу умножения матриц

П

mij(w) = ^ mir(u)mrj(sg). (1)

r=1

По предположению индукции mir (u) есть число путей длины £ — 1 с меткой u из i в r в мультиграфе Г(р). Тогда mir (u)mrj (sg) есть число путей длины £ с меткой w из i

в j в Г(р), таких, что вершина r предшествует вершине j. Суммируя по г, получаем общее число путей длины £ с меткой w из i в j в Г(р). ■

Следствие 1. diarn^) ^ sbxpM, в частности, если Г1 = ... = Гр = Г, то diam Г = sbxp М.

Доказательство.

В соответствии с теоремой 1 Мх (w) > 0 тогда и только тогда, когда для любой пары вершин (i, j) в Г(р) имеется путь из i в j, у которого метка совпадает с началом слова w. Значит, если Мх(w) > 0, то diarn^^ не превышает длину слова w, так как по определению диаметр мультиграфа есть максимум по всем парам (i, j) длин кратчайших путей из i в j без ограничения на метки. Отсюда diam Г(р) ^ sbxp M.

При условии Г1 = . . . = Г = Г верно и обратное неравенство в силу отсутствия меток в графе Г, то есть в этом случае diarn^^ = sbxp M. ■

3. О длинах путей между заданными вершинами

В некоторых приложениях возникает задача определения в графе Г всех длин путей из вершины i в вершину j. В частности, существует ли натуральное число Aj, такое, что для любого £ ^ Aij в графе Г имеется путь длины £ из вершины i в вершину j ?

В графе Г всякий путь, проходящий через вершину, в которой имеется петля, назовем путем с петлей. Ниже используем следующую лемму.

Лемма 1. Если в графе Г имеется путь из i в j длины A с петлей, то для любого £ ^ A имеется путь из i в j длины £.

Обозначим в графе Г, где i, j, r — вершины графа: di,r,j — длину кратчайшего пути из i в j, проходящего через r, где di,r,j = di,j при r Е {^ j};

diamrГ = max{di,r,j : i, j = 1,... , n} —назовем эту величину r-диаметром графа; e(i) = max{di,j : j = 1,. . . , n} —эту величину называют эксцентриситетом вершины i; p(i) = max{dj,i : j = 1,..., n} —назовем эту величину периферийностью вершины i.

В случае неориентированного графа e(i) = p(i), i = 1,... , n.

Лемма 2. При n ^ 2 в n-вершинном сильносвязном орграфе Г:

а) если r Е {i, j}, то diamГ ^ diamrГ ^ p(r) + e(r) ^ 2n — 2;

б) если r Е {i, j}, то diamГ = diamrГ ^ n.

Доказательство. Если r Е {i, j}, то по определению

diamrГ = max{di,r + dr,j : i, j = 1,... ,n},

где di,r ^ p(r) ^ n — 1, dr,j ^ e(r) ^ n — 1. Значит, diamrГ ^ p(r) + e(r) ^ 2n — 2 при n ^ 2.’

Если r Е {i, j}, то diamrГ = max{di,j : i, j = 1,... , n} ^ n. ■

Замечание 1. Оценка diamrГ ^ 2n — 2 достижима при любом n ^ 2. В частности, она достигается для n-вершинного графа с множеством дуг {(i,i + 1), (i + 1,i) : i = 1,..., n — 1}; в этом случае diamПГ = d1,n,1 = 2n — 2.

Теорема 2. Если n-вершинный граф Г сильно связен и имеет петлю в вершине r, то для любых i, j Е {1,... , n} и любого £ ^ diamrГ имеется путь из i в j длины £.

Доказательство. Так как граф Г сильно связен, то для любых i, j Е {1,... , n} имеется путь с петлей из i в j, проходящий через r; длина di,r,j кратчайшего такого

пути не превышает diamrГ. Вместе с тем в соответствии с определением величины diam rГ в Г найдется пара вершин (u, v), такая, что du,r,v = diam rГ. Отсюда по лемме 1 получаем требуемое утверждение. ■

Следствие 2. При n ^ 2 для матрицы М смежности вершин графа Г верно: exp М ^ diam rГ ^ 2n — 2.

Доказательство. Из теоремы 2 получаем в соответствии со следствием 1 теоремы 2 [7, с. 143], что Mg > 0 при любом £ ^ diamrГ, где по лемме 2 diamrГ ^ 2n — 2 при n ^ 2. ■

Тем самым абсолютная оценка exp М ^ n2 — 2n+2 для n-вершинных сильносвязных графов [9] уточнена для графов с петлей.

4. О длине кратчайшего полного пути в сильносвязном орграфе

Следствие 1 позволяет поставить вопрос: существует ли мультиграф Г(р) с конечным диаметром и бесконечным sbxp M? Здесь получен отрицательный ответ и выведена верхняя оценка для sbxp M.

Заметим, если мультиграф Г(р) не сильносвязный, то sbxp M = то в соответствии с теоремой 1 и diam Г(р) = то в соответствии с определением диаметра графа. Следовательно, поставленный вопрос относится исключительно к сильносвязным мультиграфам Г(р).

В любом сильносвязном орграфе (мультиграфе) имеется полный, то есть проходящий через все вершины цикл (путь). Оценим длину кратчайшего из полных циклов (путей).

Теорема 3. В n-вершинном сильносвязном орграфе Г имеются:

а) при n ^ 4 полный цикл длины не более A(n) = (n2 — n)/2;

б) при n ^ 4 полные пути длины не более A(n) — 1 с началом в любой вершине;

в) при n ^ 2 полный путь длины не более A’(n) = A(n) — n+2 с началом в некоторой вершине.

Доказательство. Длину пути z в Г, равную числу дуг пути, обозначим len(z). Используя индукцию по k, докажем вспомогательное утверждение: в Г имеется путь длины не более A’(k), проходящий через k различных вершин, k = 2, 3,...,n. При k = n вспомогательное утверждение равносильно утверждению «в» теоремы.

По условию орграф Г сильносвязный, значит, в Г имеется путь длины 1, проходящий через 2 разные вершины, с началом в любой вершине. Так как A’(2) = 1, то утверждение верно при k = 2.

Пусть утверждение верно при k < n, где n > 2, докажем его при k +1. Обозначим через z(k) путь длины не более A’(k), проходящий через k различных вершин. Без ущерба для общности положим, что z(k) есть путь из 1 в k, проходящий через вершины 1, . . . , k. Так как Г сильносвязный, то в нем имеется путь z из k в некоторую вершину, отличную от 1,...,k. Длина len(z) кратчайшего такого пути не превышает k, так как путь z является простым и все его вершины, кроме первой и последней, образуют бесповторную выборку размера не более k — 1 из множества {1, . . . , k — 1}.

Если len(z) ^ k — 1, то искомый путь z(k + 1) определим как соединение путей z(k) и z. Действительно, z(k + 1) есть путь, проходящий через k + 1 различных вершин, и его длина len(z(k + 1)) удовлетворяет оценкам

len(z(k + 1)) ^ A’(k) + k — 1 = A’(k + 1).

Если 1еп(г) = к, то искомый путь г (к + 1) определим как г. Следовательно, при к ^ 2 в обоих случаях 1еп(г(к + 1)) ^ Л’(к + 1). Утверждение «в» доказано.

Без ущерба для общности положим, что построенный полный путь г(п) есть путь из вершины 1 в вершину п. Соединив путь г(п) с кратчайшим путем г’ из вершины п в вершину 1 (длина его 1еп(г’) не превышает п — 1), получим полный цикл в Г. Если 1еп(г’) ^ п — 2, то длина полного цикла не превышает Л(п). Если 1еп(г’) = п — 1, то путь г’ является полным. Соединив путь г’ с кратчайшим путем г’’ из вершины 1 в вершину п (длина 1еп(г’’) не превышает п — 1), получим также полный цикл в Г длины не больше 2п — 2. Следовательно, при п ^ 4 в обоих случаях длина полного цикла не превышает Л(п). Утверждение «а» доказано.

Если из построенного полного цикла удалить любую дугу, то получим полный путь (начало можно выбрать произвольно) длины не более Л(п) — 1, где п ^ 4. Утверждение «б» также доказано. ■

Замечание 2. Оценки теоремы 2 совпадают по порядку с точными оценками, что подтверждается примером 2п-вершинного орграфа Г с множеством дуг Е:

Е = {(2п, г), (г, п +1) : г = 1,..., п} и {(?',] + 1) : ] = п + 1, п + 2,... , 2п — 1}.

В графе Г длина полного цикла равна п(п + 1), длина полного пути из 1 в п равна п2 — 1.

Замечание 3. Теорема 3 верна и для любого п-вершинного сильносвязного мультиграфа.

Теорема 4. Если п-вершинный мультиграф Г(р) сильносвязный, то при п ^ 4

™ (п2 — 2)(п — 1)

вЬхр М ^ ^-------.

Доказательство. В соответствии с определением вЬхр М достаточно построить

(п2 — 2)(п — 1)

. У

шагов построения, где на г-м шаге строится начальный отрезок слова ш, при котором положительны все элементы первых г строк матрицы (ш), г = 1,... , п.

Для Ш = 51 . . . 5^ положим: ш(т) = 51 . . . 5Т, где т = 1, . . . , €.

1-й шаг. В сильносвязном мультиграфе Г(р) имеется полный цикл С1 длины €(1), где €(1) ^ Л(п) по утверждению «а» теоремы 3. Пусть 1 —начальная вершина цикла С1 и ш(€(1)) —метка цикла С1 (слово длины €(1) в алфавите ^). Тогда в Г(р) имеется путь из 1 в ] длины т(_?'), где 1 ^ т(]) ^ €(1), отсюда по теореме 1 имеем ту (ш(т(?'))) > 0, ] = 1,... , п. Следовательно, все элементы первой строки матрицы ^™=1 М(ш(т(?'))) положительны. Отсюда положительны все элементы первой строки матрицы М^(ш(€(1))), так как

^(1) п

МЕ(ш(€(1))) = ЕМ(ш(г)) ^ ЕМ(ш(т(7))).

г=1 у=1

Пусть выполнены г — 1 шагов построения, то есть построено слово ш(€(г — 1)), такое, что положительны все элементы первых г — 1 строк матрицы М^ (ш(€(г — 1))), 1 < г ^ п.

г-й шаг. Обозначим через Сг’_ 1 путь длины €(г — 1) с меткой ш(€(г — 1)), начинающийся в г. Пусть конечная вершина пути С’_ 1 есть ^ Е {1,... ,п}. Продолжим слово ш(€(г — 1)) до слова ш(€(г)). В Г(р) имеется полный путь С длины €^ с началом в ^, где

слово Ш = 51 . . . 5^ € ^р, € ^ ------------------------------- -, при котором Мц (ш) > 0. Опишем п

ti ^ A(n) — 1 по утверждению «б» теоремы 3; метку пути C обозначим Wi. Построим начинающийся в i путь Ci длины t(i) с помощью последовательного соединения путей С'_1 и Ci, где t(i) = t(i — 1) + ti и метка w(t(i)) пути Ci получена соединением меток путей Ci_: и C^ w(t(i)) = w(t(i — 1))w^ Тогда по построению в Г(р) имеется путь из i в j длины 0(j), где t(i — 1) ^ 0(j) ^ t(i), отсюда по теореме 1 имеем (w(0(j))) > 0, j = 1,..., n. Значит, все элементы i-й строки матрицы У]™=1 M(w(0(j))) положительны. Отсюда положительны все элементы i-й строки матрицы Ms(w(t(i))), так как

^(i) n

Ms(w(t(i))) = EM(w(s)) ^ EM(w(0(j))).

s=1 j=1

С учетом предположения индукции все элементы первых i — 1 строк матрицы

Ms(w(t(i))) также положительны, так как Ms(w(t(i))) ^ Ms(w(t(i — 1))). Следова-

тельно, положительны все элементы первых i строк матрицы Ms (w(t(i))), i = 1,... , n. Значит, искомое слово w совпадает с w(t(n)).

Так как t(i) = t(i — 1) + ti, где t(i) ^ A(n) и ti ^ A(n) — 1, i ^ 1, то верна оценка

t(n) = t(1) + t2 + ... + tn ^ nA(n) — n + 1 = —------------H.

■

Выводы

Для n-вершинного сильносвязного орграфа (мультиграфа) Г получены оценки:

1) при n ^ 4 длина кратчайшего полного пути в Г не превышает n(n — 1)/2, эта оценка является точной по порядку;

2) при наличии петли в Г экспонент матрицы смежности вершин не превышает 2n — 2, n ^ 2.

При n ^ 4 субэкспонент системы матриц смежности вершин n-вершинных графов Г1,... , Гр, объединение которых сильно связно, не превышает (n2 — 2)(n — 1)/2.

ЛИТЕРАТУРА

1. Фомичёв В. М. Методы дискретной математики в криптологии. М.: ДИАЛОГ-МИФИ, 2010. 424 с.

2. Шнайер Б. Прикладная криптография. Протоколы, алгоритмы, исходные тексты на языке Си. М.: ТРИУМФ, 2002. 816 с.

3. Шеннон К. Работы по теории информации и кибернетике. М.: ИЛ, 1963.

4. Харари Ф., Палмер Э. Перечисление графов. М.: Мир, 1977.

5. Кофман А. Введение в прикладную комбинаторику. М.: Наука, 1975. 480 с.

6. http://dic.academic.ru — Словарь терминов теории графов.

7. Берж К. Теория графов и её применение. М.: ИЛ, 1962. 320 с.

8. Сачков В. Н., Ошкин И. Б. Экспоненты классов неотрицательных матриц // Дискретная математика. 1993. Т. 5. Вып. 2. С. 150-159.

9. Wielandt H. Unzerlegbare nicht negative Matrizen // Math. Zeitschr. 1950. V. 52 P. 642-648.