タグ付けされた質問 「matching」

マッチングはグラフのエッジのサブセットであり、サブセット内のエッジが頂点を他のエッジと共有しないようにします。

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安定結婚問題のインスタンスの安定結婚の最大数はいくらですか?
安定した結婚の問題:http : //en.wikipedia.org/wiki/Stable_marriage_problem SMPのインスタンスでは、Gale-Shapleyアルゴリズムによって返されるものとは別に、他の多くの安定した結婚が可能であることを認識しています。しかし、男性/女性の数だけが与えられた場合、次の質問をします-安定した結婚の最大数を与える選好リストを構築できますか?そのような数の上限は何ですか?nnn

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内部で頂点が互いに素な奇数長のstパスの最大数
LET 無向単純なグラフであるとlet S 、T ∈ V (Gは)別個の頂点です。単純なstパスの長さをパス上のエッジの数とします。各パスの長さが奇数で、パスの各ペアの頂点セットがsとtでのみペアで交差するように、単純なstパスのセットの最大サイズを計算することに興味があります。言い換えれば、私は内部的に頂点が互いに素な奇数長のstパスの最大数を探しています。これは、マッチングまたはフローベースの手法によって多項式時間で計算可能であるべきだと思いますが、アルゴリズムを思い付くことができませんでした。ここに私が問題について知っていることがあります。GGGs,t∈V(G)s,t∈V(G)s,t \in V(G) 奇数の長さの制限を偶数の長さに置き換えることができます。sに入射するすべてのエッジを再分割すると、一方が他方に変換されるため、これは実際には問題に影響しません。 パスのパリティに制限がない場合、メンガーの定理は答えを与えます。これは最大フローを計算することで取得できます。 のみ与えられた頂点vで交差対毎頂点互いに素奇数長サイクルの最大数を決定する問題は、マッチングトリックによって多項式時間で計算可能である:の互いに素な和集合として構築グラフG」と(G − N G [ v ] )、同じ頂点の2つのコピー間にエッジを追加します。このサイズのグラフでの最大一致| V (G )| − | N G [ v ] | + kは、奇数サイクルの最大数が(G−v)(G−v)(G - {v})(G−NG[v])(G−NG[v])(G - N_G[v])|V(G)|−|NG[v]|+k|V(G)|−|NG[v]|+k|V(G)| - |N_G[v]| + kは kです。この構造は、Hadwigerの予想の奇数小変種の補題11の証明で説明されています。vvvkkk グラフが方向付けられている場合、単一の偶数長のstパスの存在のテストは、すでにNP完全です。 論文LapaughとPapadimitriouによるグラフと有向グラフの偶経路問題は関連性があるかもしれませんが、残念ながら私たちのライブラリはオンラインアーカイブを購読しておらず、紙のコピーはありません。 どんな洞察も大歓迎です!

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パーマネントに一意の用語があるかどうかを判断できますか?
整数エントリを持つn行n列の行列Mが与えられたと仮定します。我々は順列があるかどうかをPに決定することができすべての順列のためになるようにπ ≠ σ我々が持っているΠ M I σ (I ) ≠ Π M I π (私は)?σσ\sigmaπ≠ σπ≠σ\pi\ne\sigmaΠ M私はσ(i )≠ Π M私π(i )ΠM私σ(私)≠ΠM私π(私)\Pi M_{i\sigma(i)}\ne \Pi M_{i\pi(i)} 備考。もちろん、製品を合計に置き換えることができますが、問題は同じままです。 マトリックスに0/1エントリのみを含めることができる場合、NCにあるBipartite-UPM問題が発生します。 編集:最小化された用語が一意であるかどうかを判断するのは、ランダム化された削減を許可する場合、NP困難です。実際に、私はもともとそれが解決に貢献しているだろうので、この質問を提起したかったこの 1を。さて、これはNP完全であることが判明したので、問題の軽減をスケッチしてみましょう。入力がゼロと1の行列であると想像して(これを想定できます)、ゼロエントリを2〜2 + 1 / nのランダムな実数で置き換えます。高い確率でこの新しい行列では、元の行列が上三角形式に置換可能である場合にのみ、最小項が一意になります。 編集:同様の質問: エッジ重み付きグラフで、一意の重みを持つハミルトニアンサイクルはありますか? すべての変数/満足できる割り当てに割り当てられた重みを持つCNFがある場合、割り当てを満たす一意の重みはありますか? もちろん、これらは少なくともNPハードです。これらの問題は元の問題と同等ですか、それとも困難ですか?

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位置が制約されたトポロジカルソートの複雑さ
Iは入力DAGとして与えられていの各頂点の頂点さらにいくつかで標識されている。GGGnnnxxxS(x)⊆{1,…,n}S(x)⊆{1,…,n}S(x) \subseteq \{1, \ldots, n\} トポロジカルソート全単射であるの頂点からへようにすべてのため、、からパスがある場合ににおける次に、。すべてのに対してようなトポロジカルなが存在するかどうかを判断したいと思います。GGGfffGGG{1,…,n}{1,…,n}\{1, \ldots, n\}xxxyyyxxxyyyGGGf(x)≤f(y)f(x)≤f(y)f(x) \leq f(y)GGGxxxf(x)∈S(x)f(x)∈S(x)f(x) \in S(x) この決定問題の複雑さは何ですか? [注:明らかにこれはNPにあります。許可された頂点/位置のペアのグラフを見ると、順序に違反するためにペアリング間の無向エッジが競合しているため、クリークごとに最大1つのペア、最大で1つのペアを選択する、互いに素なクリークのグラフが表示されます位置と頂点ごとに最大1つのペア-それは3次元マッチングに関連しているように見えますが、この特定の問題の追加構造ではまだ難しいかどうかわかりません。]

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単調関数を計算するために必要な否定の数は?
Razborovは、単調関数マッチングがmPにないことを証明しました。しかし、いくつかの否定を持つ多項式サイズの回路を使用してマッチングを計算できますか?マッチングを計算するO (nϵ)O(nϵ)O(n^\epsilon)否定を持つP / poly回路はありますか?否定の数とマッチングのサイズの間のトレードオフは何ですか?

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線形プログラム制約が期待通りに満たされるのに十分ですか?
論文では、オンライン2部一致マッチングのRANKINGのランダム化されたプライマルデュアル分析で、RANKINGアルゴリズムが競争力のある著者は、デュアルが期待できることを示しています(5ページの補題3を参照)。私の質問は:(1−1e)(1−1e)\left(1 - \frac{1}{e}\right) 線形プログラム制約が期待通りに満たされるのに十分ですか? 目的関数の期待値が何かであることを示すことは一つのことです。ただし、実行可能性の制約が予想で満たされている場合、所定の実行で満たされるという保証はありません。さらに、多くのそのような制約があります。それで、それらのすべてが与えられた実行で満足されるという保証は何ですか?

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チェス盤で完璧に一致しますか?
2人の騎士が互いに攻撃することなく、チェス盤に配置できる騎士の最大数を見つける問題を考えてみましょう。答えは32です。完全に一致するものを見つけるのはそれほど難しくありません(ナイトの動きによって誘導されるグラフは2部から成り、4×4のボードに完全に一致します)。これは明らかに最小のエッジカバーです。それは答えがあることを証明することも難しいことではありません⌈mn2⌉⌈mn2⌉\left\lceil \frac{mn}{2} \right\rceilのためのm×nm×nm \times nチェス盤たびにm,n≥3m,n≥3m,n \geq 3:それがためにマッチングを示すために十分で3≤m,n≤63≤m,n≤63 \leq m,n \leq 6と誘導フットワークのビットを行います。 一方、チェス盤がトロイダルでm,nm,nm, nが偶数の場合、プルーフは小さなボードのマッチングを表示する必要さえありません:マップ(x,y)→(x+1,y+2)(x,y)→(x+1,y+2)(x, y) \rightarrow (x+1, y+2)は偶数長のサイクルなので、完全に一致する必要があります。 長方形のチェス盤に相当するものはありますか?すなわち、十分に大きいm,nm,nm, nで常にチェス盤が完全に一致することを示す簡単な方法はありますか?大きなボードの場合、長方形のボードとトロイダルのボードは、欠けているエッジの割合がゼロになるという意味でほぼ同等ですが、その場合に完全なマッチングを保証する理論的な結果は知りません。 何の代わりにジャンプする、場合のいずれかの方向に、騎士は跳ね上がった(2 、3 )のいずれかの方向に正方形を?または、その問題については、(p 、q )平方、p + q奇数、p 、q共素数?そこにいる場合である答えがあることを証明する簡単な方法⌈ メートルのnが(1,2)(1,2)(1, 2)(2,3)(2,3)(2, 3)(p,q)(p,q)(p, q)p+qp+qp+qp,qp,qp, q十分に大きいため、M、N(たとえば、M、N≥C(P、Q))、何がC(P、Q)のようなルック?⌈mn2⌉⌈mn2⌉\left\lceil \frac{mn}{2} \right\rceilm,nm,nm, nm,n≥C(p,q)m,n≥C(p,q)m, n \geq C(p, q)C(p,q)C(p,q)C(p, q)

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完全一致のモノトーン回路の複雑さの下限を改善しましたか?
Razborovは二部グラフのための完璧なマッチング関数を計算し、すべての単調回路は、少なくとも持っている必要があることを証明したゲート(彼は「恒久的論理」と呼んで)。それ以来、同じ問題のより良い下限が証明されましたか?(と言う2 n個のεを?)これまで私は、この問題は半ば1990年代に開かれていた覚えています。nΩ (logn )nΩ(ログ⁡n)n^{\Omega(\log n)}2nϵ2nϵ2^{n^\epsilon} クリーク関数には指数サイズのモノトーン回路などが必要であることは承知していますが、完全なマッチングに特に興味があります。

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安定結婚問題への拡張?
これは、TCSよりも社会科学の質問のように聞こえるかもしれませんが、そうではありません。安定結婚問題を説明する「ランダム化アルゴリズム」を読むとき、次のように読むことができます(p54) 「選好リストの選択ごとに少なくとも1つの安定した結婚が存在することを示すことができます(不思議なことに、これは偶数の住民がいる同性愛の一夫一婦制社会の場合ではありません)。 同性愛一夫一婦制社会、または人口の特定のサブセットがより大きなセットとは異なるルールのセットに従う社会を含むある種の定常状態を可能にする安定結婚問題の非常に単純な拡張はありますか? 肯定的に、そのようなマッチングを実行するアルゴリズムはありますか?

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条件G [M]との最大一致Mは2K_2フリーです。
文献に次の問題に近いものはありますか? 二部グラフ所与バランスの取れた2分割と{ U 、W }、完全マッチングが存在しないMの中G毎に2つのエッジに対するように、U 1 wの1、U 2 wが2 ∈ Mは、エッジが存在しますGのu 1 w 2またはエッジu 2 w 1(または両方)?G(V,E)G(V,E)G(V,E){U,W}{U,W} \{U,W\}MM M GG G u1w1,u2w2∈Mu1w1,u2w2∈Mu_1w_1, u_2w_2\in M u1w2u1w2u_1w_2u2w1u2w1u_2w_1GG G 言い換えれば、誘導された部分グラフG [ M ]が2 K 2を含まないような完全一致があります。(バランスの取れた2分割では、| U | = | W |を意味しました。)MMMG[M]G[M]G[M]2K22K2 2K_2 |U|=|W||U|=|W||U|=|W| 追加の条件は、誘導マッチング問題で使用されるものとは反対の極端なものです。関連する可能性のあるもう1つの問題は、2部グラフGでに一致する最大サイズを見つけて、Mのエッジの収縮がグラフに残るエッジの数を最小にするという問題です。MMMGGGMMM マッチングと頂点パッキングでプラマーによって与えられたマッチング関連の問題のリストをチェックしました。それらはどのくらい「難しい」のですか?成功なし。 PS:この問題は、この決定問題の特別なケースである: -所与のために、最大一致があるM A二部グラフのGようGは[ M ]である2 K 2フリー及び| M …
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間隔のリスト間の単調全単射
次の問題があります。 入力:間隔とTの 2つのセット(すべてのエンドポイントは整数です)。 クエリ:単調全単射f :S → Tはありますか?SSSTTTf:S→ Tf:S→Tf:S \to T 全単射は、とTの包含順序のセットに対して単調です。 ∀ X ⊆ Y ∈ S 、F (X )⊆ F (Y )SSSTTT∀ X⊆ Y∈ S、f (X)⊆ F(Y)∀X⊆Y∈S, f(X)⊆f(Y)\forall X\subseteq Y \in S, \ f(X) \subseteq f(Y) [ここでは、逆の条件は必要ありません。更新:逆条件が必要とされた場合、すなわち、が、対応する封入posetsの同型テストになるので、これはPTIMEであろう(ましたオーダー寸法 MöhringによってPTIMEにある構造によって2)、順序集合の計算上扱いやすいクラス、定理5.10、P。61。∀ X、Y、X⊆ Y⇔ F(X)⊆ F(Y)∀X,Y,X⊆Y⇔f(X)⊆f(Y)\forall X, Y, X\subseteq Y \Leftrightarrow f(X) \subseteq …


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最大の「公平な」マッチング
グラフの最大重みマッチングのバリエーションに興味があります。これを「最大公正マッチング」と呼びます。 グラフがいっぱいで(つまりE=V×VE=V×VE=V\times V)、頂点の数が偶数であり、重みが利益関数によって与えられると仮定し。一致する与えられると、エッジ利益が一致するによって示されます。p:(V2)→Np:(V2)→Np:{V\choose 2}\to \mathbb NMMMM(v)M(v)M(v)vvv 一致するは、任意の2つの頂点について、公平に一致するiffです: MMMu,v∈Vu,v∈Vu,v\in V(∀w∈V: p({w,v})≥p({w,u}))→M(v)≥M(u)(∀w∈V: p({w,v})≥p({w,u}))→M(v)≥M(u)(\forall w\in V:\ \ p(\{w,v\})\geq p(\{w,u\}))\to M(v)\geq M(u) つまり、任意の頂点、を頂点一致させると、それを頂点一致させるよりも高い利益が得られる場合、公平な一致で十分です。w∈Vw∈Vw\in VwwwvvvuuuM(v)≥M(u)M(v)≥M(u)M(v)\geq M(u) 最大の公平なマッチングを効率的に見つけることができますか? 興味深いケースは、グラフが2部構成であり、公平性が片側にのみ適用される場合です。つまり、であると想定し、利益関数が与えられます。G=(L∪R,L×R)G=(L∪R,L×R)G=(L\cup R,L\times R)p:L×R→Np:L×R→Np:L\times R\to \mathbb N A フェア二部マッチングがでマッチングあるような任意の2つの頂点のための: GGGu,v∈Lu,v∈Lu,v\in L(∀w∈R: p({v,w})≥p({u,w}))→M(v)≥M(u)(∀w∈R: p({v,w})≥p({u,w}))→M(v)≥M(u)(\forall w\in R:\ \ p(\{v,w\})\geq p(\{u,w\}))\to M(v)\geq M(u) 最大ウェイトの公平な2部マッチングをどれくらい速く見つけることができますか? この問題の動機は、2つの部分からなる特殊なケースにあります。ワーカーとタスクがあり、ワーカーが作業から利益を生み出すことができると仮定します。ここで問題になるのは、合理的な設計をすることです(ある意味では、労働者は「はぎ取られた」とは感じません)一方で、総ペイオフを最大化します(割り当てメカニズムの力と社会的利益の間にはトレードオフがあります)。nnnmmmiiipi,jpi,jp_{i,j}jjj 労働者の仕事への割り当ての社会福祉(または工場の利益)を利益の合計として定義する場合。 ジョブアサイナの機能に関するさまざまなシナリオを見ると、次の結果が得られます。 任意のワーカーを任意のジョブに割り当てることが許可されている場合は、工場を効率的に最適化できます(最大重量のマッチングを見つけるだけです)。 すべてのワーカーが自分でタスクを選択した場合、自分の仕事が選択されると想定して(各ジョブで選択できるのは1つの仕事のみ)、タスクを選択した最も適格なワーカーである場合、ワーカーは「貪欲」に収束します。 '平衡。その理由は、最も多く稼ぐことができるワーカー()が最も収益性の高いジョブを選択する、などです。マッチングの貪欲アルゴリズムの近似率により、これは可能な最大の社会福祉の2近似を与えるはずです。i=argmaximaxjpi,ji=argmaximaxjpi,ji=\mbox{argmax}_i \max_j p_{i,j} …

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赤いエッジの数が偶数の最小重量完全一致
赤いエッジのある加重グラフを考えてみましょう。赤いエッジの数が均一で、以前の制約の下では重みが最小になるような完全な一致を見つけることに関心があります。 この問題は多項式時間で解決できますか?二部グラフでも? 自然な拡張についてはどうでしょう。色の数が一定で、マッチングの各色のエッジの数が偶数である場合。
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学位支配を伴う二部マッチング
加重されていない二部グラフ与えられます。それは常に空でないマッチングが存在することは事実であるM ⊆ E(必ずしも最大)、その結果、すべてのための(I 、J )∈ Eと私はマッチとjの比類のない、それが保持している度(I )> 度(J )?ここで(i 、j )は順序付けされていません。つまり、iはどちらの側でもかまいません。G = (V、E)G=(V,E)G=(V, E)M⊆ EM⊆EM\subseteq E(I 、J )∈ E(i,j)∈E(i,j)\in E私iijjj度( i )> 度(j )deg⁡(i)>deg⁡(j)\deg(i)>\deg(j)(私、j )(i,j)(i,j)私ii これが真実である理由についての私の直感は、すべての頂点が同じ次数である場合、必要なマッチングである完全なマッチングが常に存在することです。木や単環式グラフのようないくつかの単純なグラフ構造では、葉の次数は常にその親よりも小さいため、最大のマッチングが望まれます。VVV ホールの定理から証明しようとしたが失敗した。この問題の複雑さの一部は、ソリューションが常に最大のマッチングであるとは限らないことです。たとえば、2つの4サイクルとd e f gで構成されるグラフを考えます。次に、M = { a b 、c d }とその対称マッチングが唯一の解であり、最大ではありません。a b c dabcdabcdde fgdefgdefgM= { a b、c d}M={ab,cd}M=\{ab,cd\}

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