最大の重みマッチングとサブモジュラー関数


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正の重みを持つ2部グラフが与えられた場合、とし、グラフ。G=(UV,E)f:2URf(S)G[SV]

が部分モジュラー関数であることは本当ですか?f


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どう思いますか?あなたはそれを証明/反証しようとしましたか?
Yuval Filmus、2016年

直感的には真実であるように見えますが、証明できませんでした。また、それが本当ならよく知られた結果になるはずだと思いますが、参考文献が見つかりませんでした。
ジョージオクタヴィアンラバンカ2016年

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これは、最小カットに削減できるため、重み付けされていないケースに当てはまります。加重バージョンを証明する方法は明らかではありません...
Chao Xu

エッジの重みが1,1,1,2のを考えます。K2,2
アンドラス・サラモン

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@AndrásSalamon最後のステップでは、が加法的であると想定しているようですが、これは正しくありません。の最大マッチングでは、と両方のマッチングですでに使用されている頂点を使用する場合があります。私はこれの証拠を今持っていますが、間違いなくこれよりも関与しています。fSTSTTS
ジョージオクタヴィアンラバンカ2016年

回答:


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定義。与えられた有限集合について、集合関数は、任意の場合、部分モジュラーであり、次の条件をます Af:2ARX,YA

f(X)+f(Y)f(XY)+f(XY).

補題正のエッジの重みを持つ 2部グラフが与えられた場合、を最大値にマップする関数とする重みの一致。次に、は部分モジュラーです。G=(AB,E)f:2AR+SAG[SB]f

証明。 2つのセットを修正し、およびをそれぞれグラフおよび 2つのマッチングとする。補題を証明するには、とを、グラフと 2マッチングとにそれぞれ分割できることを示すのに十分です。 。X,YAMMG[(XY)B]G[(XY)B]MMMXMYG[XB]G[YB]

およびのエッジは、交互のパスとサイクルのコレクションを形成します。ましょう、このコレクションを表すとのない周期ことを観察から頂点を含まない又は。はそれらの頂点と一致しないため、これは成り立ちます。MMCCXYYXM

ましょう内のパスのセットでに少なくとも1つの頂点とおよびletのパスのセットで少なくとも有します 1つの頂点。次の図に、このような2つのパスを示します。PXCXYPYCYX

ここに画像の説明を入力してください

主張1.PXPY=

矛盾により、パスが存在すると仮定します。ましょうで頂点ことパス上のと同様せで頂点であるパス上の。どちらのでことを確認しもに属するそれらがマッチングに属していない定義によって、したがってそれらがパスのエンドポイントである。さらに、と両方がにあるため、パスPPXPYxXYPyYXPxyXYMPxyAP長さは偶数であり、代替パスであるため、最初または最後のエッジは属します。したがって、はまたはいずれかに一致します。これは定義に矛盾し、主張を証明します。MMxy

LET と および ことは明らかです。定理を証明するために、とがそれぞれと有効なマッチングであることを示すがあります。ことを確認するために有効であるマッチング第一のない頂点ことことを観察で一致していないため

MX=(PXM)((CPX)M)
MY=(PXM)((CPX)M).
MXMY=MMMXMY=MMMXMYG[XB]G[YB]MXG[XB]YXMXPXはクレーム1によってと交差せず、は定義によって交差しません。したがって、は頂点のみを使用します。次に、すべての頂点が最大で 1つのエッジと一致することを確認します。そうでない場合、は 2つのエッジまたは 2つのエッジに属し、定義と矛盾します。これは、が有効なマッチングであることを証明しています。が有効な一致であることを示すYXMYXMXXBxXMXxMMMXG[XB] G [ Y B ]MYG[YB] 似ている。

いいね!マイナーな提案として:と定義は対称的ではないので、「 ...は類似している」という最後の主張はすぐにはません。、のどの頂点にも接続されていない接続コンポーネントを示すようにすると、より明確になります(私はそう思います)。、次にとは、と入れ替えて同じにして、最後のを変更しました。M Y M Y C 'CP XP YMXMYMYCCPXPYXΔYMX=(PXM)(PYM)(CM)MYXYMM
アンドリューモーガン
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