タグ付けされた質問 「co.combinatorics」

組み合わせ論と離散数学構造に関する質問

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重なり合う円での非平面グラフの表現
平面グラフをコイングラフとして知られる平面内の円のセットで表現できることを知っています。各円は頂点を表し、円が境界で「キス」する場合にのみ、2つの頂点間にエッジがあります。 代わりに、円をオーバーラップさせ、内部で交差する一対の円でエッジを表現するとしますか?このモデルではど​​のクラスのグラフを表現できますか?明らかに、完全なグラフを表現できます(すべての円が1つおきの円と交差します)。このようなすべてのグラフを表現できますか?

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有界グラフの禁止された未成年者
よくすることが知られているK5K5K_5およびK3,3K3,3K_{3,3}平面グラフの未成年者を禁止しています。トーラスに埋め込み可能なグラフには、何百もの禁止された未成年者がいます。禁止の数未成年者の表面に埋め込みグラフの属 gでの指数関数であるG。私の質問は次のとおりです。 明示的なグラフであるGtGtG_t上のTのように頂点(完全グラフではない)GtGtG_tグラフの禁止マイナー属の表面に埋め込みされるG、Tはの関数であり、Gは? 編集:私は次の定理が知られていることに気付きました: すべての表面Σに対して、K 3 、rがΣに埋め込まれないような整数rが存在します。K3,rK3,rK_{3,r} したがって、完全なグラフではなく、完全な2部グラフではないGtGtG_tを探しています。

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家族がSperner家族かどうかを判断する複雑さ
{1、...、n} のサブセットのファミリが与えられます。がSpernerファミリーであるかどうかを判断する複雑さの非自明な下限を見つけることは可能ですか?自明な下限はあり、厳密ではないと考えています。 m F O (n m )FF\mathcal{F}mmmFF\mathcal{F}O (n m )O(nm)O(n m) とが場合、セットはSpernerファミリーであることを思い出してください。、およびY \ nsubseteq Xを意味します。SS\mathcal{S}バツXXYYYSS\mathcal{S}バツ≠ YX≠YX \ne Yバツ⊈ YX⊈YX \nsubseteq YY⊈ XY⊈XY \nsubseteq X

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(奇数ホール、反ホール)フリーグラフのリファレンス?
Xフリーグラフは、誘導サブグラフとしてXからのグラフを含まないグラフです。穴は、少なくとも4つの頂点を有するサイクルです。奇数穴は、頂点の数が奇数の穴です。antiholeは、穴の補数です。 (奇数穴、奇数穴)フリーグラフは、まさに完璧なグラフです。これが強い完全グラフ定理です。多項式時間の完全なグラフで最大の独立集合(および最大のクリーク)を見つけることは可能ですが、そのための唯一の既知の方法では、ロバシータシータ数を計算する半正定値プログラムを作成する必要があります。 (hole、antihole)-freeグラフはweakly chordalと呼ばれ、多くの問題(INDEPENDENT SET およびCLIQUEを含む)に対してかなり簡単なクラスを構成します。 (奇数穴、反穴)フリーグラフが研究されているか、記述されているかどうかは誰にもわかりますか? これらのグラフは、関連する変数のグラフがツリーを形成する制約充足問題で非常に自然に発生します。このような問題はかなり簡単なので、Lovászシータを計算せずに、このファミリのグラフの最大の独立集合 クリークを見つける方法があればいいでしょう。 同様に、(ホール、奇数アンチホール)フリーグラフの最大の独立セットを検索する必要があります。Hsien-Chih Changは、これが(奇数ホール、反ホール)フリーのグラフよりも独立セットにとってより興味深いクラスである理由を以下に指摘します。

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すべての要素が他の2つの要素の合計である整数の小さなセットを見つける
これは、math.stackexchangeに関するこの質問のフォローアップです。 a∈S ごとに、a = b + cの よう な個別の要素b、c∈Sが存在する場合、空でないセットS existℤは自立しているとしましょう。正の整数のN、簡単な例は、理想的なS =含む N ℤ、または(のためのn [ - 3>)整数間隔N、 Nを ]。 Sが−Sから切り離されている場合、Sは強く自立していると言います。つまり、 a∈S であれば、 − a∉Sです。否定の下で。強力な自立型の有限セットが存在します。たとえば、セット{-22、-20、-18、-16、-14、-12、-10、-2、1、3、7、8、15 、23}および{-10、-8、-6、-2、1、3、4、5}。 質問1。整数正ためN > 0、ポリ(存在しないNを)-time [又はpolylog(N)-time]アルゴリズムのいずれかに(i)は 、その絶対値の最大値である強く自己支持組製造N、または(IIを) そのようなセットが存在しないと判断しますか?[ 編集:それ最古の答え+私のコメントで指摘したように、常にこのようなセットが存在するN 10≥] 質問2。N > 0、あなたは絶対値の最大値と強く自立型セット構築することができますNを、そしてこれは、最小限の要素を持っていますか?

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k連結グラフを(k + 1)連結成分に分解する
連結グラフは、その二重連結コンポーネントに分解できます。このブロックカットポイントツリーは一意です。同様に、双連結グラフは三連結成分に分解できます。対応するSPQRツリーは、グラフ内のすべての2頂点カットを記述し、グラフから一意に決定されます。 このプロセスは、より高い接続性には一般化しません。例えば、所与triconnectedグラフ、全ての3頂点カット記述する複数の「木」があり得るGを。GGGGGG (これらのクラスの)接続グラフをk + 1接続コンポーネントに一意に分解できるような特別なクラスのグラフはありますか?kkkk + 1k+1k+1 私の質問はこの質問と少し異なることに注意してください。

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属1のグラフの分解
平面グラフはフリーです。このようなグラフは、平面またはコンポーネントのいずれかであることが知られている3連結コンポーネントに分解できます。K3 、3K3、3K_{3,3}K5K5K_5 属1のグラフのそのような「素敵な」分解はありますか? グラフマイナーに関する独創的な研究で、RoberstonとSeymourは、マイナーを含まないすべてのグラフを「ほぼ平面」のグラフの「クリークサム」に分解できることを示しました。もちろん、これは有界グラフにも当てはまります。構造特性をよりよく理解するために、属1のグラフに固有の分解を探しています。

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リストに順番を維持
注文のメンテナンスの問題(または「リスト内の注文の維持」)は、操作をサポートすることです。 singleton:1つのアイテムでリストを作成し、そのポインターを返します insertAfter:アイテムへのポインターを指定すると、そのアイテムの後に新しいアイテムを挿入し、新しいアイテムへのポインターを返します delete:アイテムへのポインタを指定すると、リストから削除します minPointer:同じリスト内のアイテムへの2つのポインターを指定すると、リストの先頭に近い方を返します 私は、償却時間ですべての操作を実行するこの問題に対する3つの解決策を知っています。それらはすべて乗算を使用します。O (1 )O(1)O(1) Athanasios K. Tsakalidis:一般化リンクリストでの順序の維持 Dietz、P.、D. Sleator、リスト内の順序を維持するための2つのアルゴリズム Michael A. Bender、Richard Cole、Erik D. Demaine、Martin Farach-Colton、およびJack Zito、「リスト内の順序を維持するための2つの簡略化されたアルゴリズム」 A C 0にない算術演算を使用せずに、償却時間のリストで順序を維持できますか?O (1 )O(1)O(1)A C0AC0AC^0

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リストをソートするための転置の最小数
独自の並べ替えアルゴリズムを考案する際に、比較できる最適なベンチマークを探しています。要素Aの並べ替えられていない順序と並べ替えられた順序Bの場合、AからBへの最適な転置数を計算する効率的な方法は何ですか? 転置は、リスト内の2つの要素の位置を切り替えることとして定義されるため、たとえば 1 2 4 3 それを作るために1つの転置(転置4と3)を持っています 1 2 3 4 何かのようなもの 1 7 2 5 9 6 4つの転置(7、2)、(7、6)、(6,5)、(9、7)が必要 更新(9/7/11):質問は、「交換」ではなく「転置」を使用して、隣接していない交換を参照するように変更されました。

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禁止されたサブシーケンスを持つ順列
ましょう表す集合{ 1 、。。。、n }およびC(n、k)は、繰り返しのない[ n ]の要素のすべてのk組み合わせのセットを示します。ましょう、P = P 1 P 2。。。Pのkはであるk個の中のタプルC (N 、K )。順列 π :[ n ] → [ n[n][n][n]{1,...,n}{1,...,n}\{1,...,n\}kkk[n][n][n]p=p1p2...pkp=p1p2...pkp= p_1p_2...p_kkkkC(n,k)C(n,k)C(n,k)セットの [ N ]ことを回避する P整数のないKタプルが存在しない場合、I 1π:[n]→[n]π:[n]→[n]\pi:[n]\rightarrow [n][n][n][n]pppように π (I 1)= P 1、i1&lt;i2&lt;...&lt;iki1&lt;i2&lt;...&lt;iki_1<i_2<...<i_kπ(i1)=p1,π(i2)=p2,...,π(ik)=pk.π(i1)=p1,π(i2)=p2,...,π(ik)=pk.\pi(i_1) = p_1, \;\;\pi(i_2)=p_2,\;\; ...,\;\;\pi(i_k) = p_k. たとえば、場合、順列12453はサブシーケンスとして134を回避しますが、順列1 2 3 5 4は回避しません。n=5n=5n=51245312453124531341341341235412354\mathbf{1}2\mathbf{3}5\mathbf{4} 質問:みましょう一定です。集合所与S ⊂ C (N 、K )のK個のタプル、置換見つける …

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無限グラフでは、それらなしでは証明できないことを証明できますか?
これは、無限グラフに関するこれへのフォローアップの質問です。 その質問に対する回答とコメントは、無限グラフによって自然にモデル化されるオブジェクトと状況をリストします。しかし、無限グラフについても多数の定理があり(Diestelの本の第8章を参照)、たとえば、ケーニッヒの無限補題は非常に有名です。 今、私は次の質問を持っています:無限グラフで何が証明できますか?より具体的には、何かを無限グラフとしてモデル化し、無限グラフに関する定理を呼び出して、最終的に元の問題について何かを証明した例は何ですか?

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グラフをノード分離サイクルに分割する
関連問題: Veblenの定理は、「グラフが偶数の場合にのみ、サイクル分解を認める」と述べています。サイクルはエッジがばらばらですが、必ずしもノードがばらばらではありません。別の言い方をすれば、「グラフのエッジセットをサイクルに分割できるのは、すべての頂点が偶数次である場合に限ります」。 私の問題:グラフをノード分離サイクルに分割することを誰もが研究したのだろうか。つまり、グラフGの頂点をV 1、V 2、⋯ 、V kに分割し、V iによって誘導される各サブグラフはハミルトニアンです。VVVGGGV1,V2,⋯,VkV1,V2,⋯,VkV_1, V_2, \cdots, V_kViViV_i NP困難ですか、それとも簡単ですか? より関連する問題: 三角形への分割はNP完全です。(「コンピューターと難治性」の68ページ) 事前にご連絡いただきありがとうございます。^^

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熱帯半環上の多項式のVC次元?
以下のように、この質問、私が興味を持って対 /問題のための熱帯および(\分、+)回路。この問題は、熱帯半環上の多項式のVC次元の上限を表示することになります(以下の定理2を参照)。 BPPBPP\mathbf{BPP}PP\mathbf{P}polypoly\mathrm{poly} (max,+)(max,+)(\max,+)(min,+)(min,+)(\min,+) ましょRRR半環なります。ゼロパターン配列の(f1,…,fm)(f1,…,fm)(f_1,\ldots,f_m)のmmmの多項式R[x1,…,xn]R[x1,…,xn]R[x_1,\ldots,x_n]であるA部分集合S⊆{1,…,m}S⊆{1,…,m}S\subseteq \{1,\ldots,m\}が存在しているx∈Rnx∈Rnx\in R^nとy∈Ry∈Ry\in R全てに対してようi=1,…,mi=1,…,mi=1,\ldots,m、 fi(x)=yfi(x)=yf_i(x)= y IFF i∈Si∈Si\in S。すなわち、これらの多項式は正確のグラフであるfifif_iとi∈Si∈Si\in S点を打つ必要があり(x,y)∈Rn+1(x,y)∈Rn+1(x,y)\in R^{n+1}。(条件f私(x )= yfi(x)=yf_i(x)=yをf_i(x)-y = 0に置き換えることができるため、「ゼロパターン」f私(x )− y= 0fi(x)−y=0f_i(x)-y=0。)Z(m )Z(m)Z(m) =最大dの次数のmmm多項式のシーケンスのゼロパターンの最大可能数。したがって、0 \ leq Z(m)\ leq 2 ^ mです。次数d多項式の Vapnik-Chervonenkis次元は VC(n、d):= \ max \ {m \ colon Z(m)= 2 ^ m \}です。 ddd0 ≤ Z(M )≤ 2m0≤Z(m)≤2m0\leq Z(m)\leq …

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ACC回路のBeigel-Tarui変換
私は、AroraとBarakの計算の複雑さの本で、NEXPのACC下限に関する付録を読んでいます。 http://www.cs.princeton.edu/theory/uploads/Compbook/accnexp.pdf 重要な補題の1つは、回路から、多対数次数と準多項式係数を持つ整数上の多重線形多項式への変換、または同様に、回路クラスは、多対数ファンインを備えた最下位レベルに準多項ANDゲート、最上位レベルに対称ゲートを備えた深さ2の回路のクラスです。ACC0ACC0ACC^{0}SYM+SYM+SYM^{+} 教科書の付録では、ゲートセットがOR、mod、mod、および定数構成されていると仮定して、この変換には3つのステップがあります。最初のステップは、ORゲートのファンインを多対数オーダーに減らすことです。3 1222333111 著者は、Valiant–Vazirani Isolation Lemmaを使用して、という形式の入力に対するORゲートが与えられた場合、をからまでのペアワイズ独立ハッシュ関数に選び、次にゼロ以外のに対して少なくとも確率で、ます。 OのRは、(X 1、。。。、xは2 K)H [ 2 K ] { 0 、1 } のx ∈ { 0 、1 } 2 、K 1 /(10 K )Σ I :H (I )= 1 x i mod 22k2k2^{k}O R (x1、。。。、x2k)OR(バツ1、。。。、バツ2k)OR (x_{1},...,x_{2^{k}})hhh[ 2k][2k][2^{k}]{ 0 、1 }{0、1}\{ 0,1 \}X ∈ …

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0-1線形計画法:最適定式化の計算
検討次元空間、およびlet形の線形制約である、ここで、と。I ∈ R X I ∈ { 0 、1 } のk ∈ Rnnn C 1 X 1 + 2 X 2 + 3 X 3 + 。。。+ N - 1 X N - 1 + N X N ≥ K{0,1}n{0,1}n\{0,1\}^nccca1x1+a2x2+a3x3+ ... +an−1xn−1+anxn≥ka1バツ1+a2バツ2+a3バツ3+ 。。。 +an−1バツn−1+anバツn≥ka_1x_1 + a_2x_2 + a_3x_3 +\ ...\ …

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