20130301 np algorithms_kulikov_lecture02-03_tsp

Алгоритмы для NP-трудных задачЛекции 2–3: Алгоритмы для задачи

коммивояжёра

Александр Куликов

Петербургское отделение Математического института им. В. А. СтекловаРоссийская академия наук

Computer Science клуб в Екатеринбурге1–2 марта 2013

А. Куликов (ПОМИ РАН) Алгоритмы для задачи коммивояжёра 1–2 марта 2013 1 / 62

1 Введение

2 ЭвристикиМетод ветвей и границМетод локального поиска

3 Приближённые алгоритмы1.5-приближение для Metric-TSPНеприближаемость общего случая1/2-приближение для максимизационной версии

4 Точные алгоритмыДинамическое программированиеФормула включений-исключенийМатрица Татта и перманент


Содержание

1 Введение





Формулировка задачи

Задача о гамильтоновом цикле: проверить, есть ли в графецикл, проходящий по каждой вершине ровно один раз.

Задача коммивояжёра: найти в данном полном взвешенномграфе гамильтонов цикл минимального веса.Периодически мы будем искать не цикл, а путь.Применения: проектирование схем, планирование, сборкагенома.Сложность полного перебора: O(n!).



Задача о гамильтоновом цикле: проверить, есть ли в графецикл, проходящий по каждой вершине ровно один раз.Задача коммивояжёра: найти в данном полном взвешенномграфе гамильтонов цикл минимального веса.

Периодически мы будем искать не цикл, а путь.Применения: проектирование схем, планирование, сборкагенома.Сложность полного перебора: O(n!).



Задача о гамильтоновом цикле: проверить, есть ли в графецикл, проходящий по каждой вершине ровно один раз.Задача коммивояжёра: найти в данном полном взвешенномграфе гамильтонов цикл минимального веса.Периодически мы будем искать не цикл, а путь.

Применения: проектирование схем, планирование, сборкагенома.Сложность полного перебора: O(n!).



Задача о гамильтоновом цикле: проверить, есть ли в графецикл, проходящий по каждой вершине ровно один раз.Задача коммивояжёра: найти в данном полном взвешенномграфе гамильтонов цикл минимального веса.Периодически мы будем искать не цикл, а путь.Применения: проектирование схем, планирование, сборкагенома.

Сложность полного перебора: O(n!).



Задача о гамильтоновом цикле: проверить, есть ли в графецикл, проходящий по каждой вершине ровно один раз.Задача коммивояжёра: найти в данном полном взвешенномграфе гамильтонов цикл минимального веса.Периодически мы будем искать не цикл, а путь.Применения: проектирование схем, планирование, сборкагенома.Сложность полного перебора: O(n!).


Цикл по 15 городам Германии

Оптимальный маршрут коммивояжёра че-рез 15 крупнейших городов Германии. Ука-занный маршрут является самым короткимиз всех возможных 43 589 145 600.

http://en.wikipedia.org/wiki/Travelling_salesman_problem


http://en.wikipedia.org/wiki/Travelling_salesman_problem

Цикл по 13 509 городам США

David Applegate, Robert Bixby, Vasek Chvatal and William Cook.The Traveling Salesman Problem: A Computational Study.


Оптимальный путь лазера85 900 «городов»

David Applegate, Robert Bixby, Vasek Chvatal and William Cook.The Traveling Salesman Problem: A Computational Study.


Ещё интересное

http://www.tsp.gatech.edu/

книги, статьимировые рекордыдатасетыпрограммыигрытриллер


http://www.tsp.gatech.edu/


1 Введение






1 Введение





Пример графа

A B

C

D

EF

G

H

2

1

1

2

1

2

1

1

1 1

1

5


Пример графа

A B

C

D

EF

G

H

2

1

1

2

1

2

1

1

1 1

1

5


Дерево поиска

H H

G G

F D H

E G G G C

D H D F B D

C E E G C G

B F H

A

11 8

11 8

11 8

∞

11

∞ 14 14

8

10 14

15

10 8

12

10 10 8

13 14 8

10 8 8

Стоимость: 11 Стоимость: 8


Дерево поиска

H H

G G

F D H

E G G G C

D H D F B D

C E E G C G

B F H

A

11 8

11 8

11 8

∞

11

∞ 14 14

8

10 14

15

10 8

12

10 10 8

13 14 8

10 8 8

Стоимость: 11 Стоимость: 8

A B

C

D

EF

G

H

21

1

21

2

1

1

1 11

5


Подзадачи и нижняя граница

подзадача: [a, S , b] — достроение простого пути из a в b,проходящего по всем вершинам из S ∋ a, b (то естькратчайший путь из b в a, проходящий по V ∖ S)

начальная задача: [a, {a}, a]

нижняя граница — сумма из

самого лёгкого ребра из a в V ∖ S ,самого лёгкого ребра из b в V ∖ S иминимального покрывающего дерева графа на вершинахV ∖ S .



подзадача: [a, S , b] — достроение простого пути из a в b,проходящего по всем вершинам из S ∋ a, b (то естькратчайший путь из b в a, проходящий по V ∖ S)начальная задача: [a, {a}, a]











нижняя граница — сумма изсамого лёгкого ребра из a в V ∖ S ,

самого лёгкого ребра из b в V ∖ S иминимального покрывающего дерева графа на вершинахV ∖ S .




нижняя граница — сумма изсамого лёгкого ребра из a в V ∖ S ,самого лёгкого ребра из b в V ∖ S и

минимального покрывающего дерева графа на вершинахV ∖ S .




нижняя граница — сумма изсамого лёгкого ребра из a в V ∖ S ,самого лёгкого ребра из b в V ∖ S иминимального покрывающего дерева графа на вершинахV ∖ S .



1 Введение





Локальный поиск

1 s ← какое-нибудь начальное решение2 while в окрестности s есть решение s ′ большей стоимости3 do заменить s на s ′

4 return s


2-окружение


Узкое место


3-окружение


Пример локального поиска (с 3-окружением)










Локальный поиск абстрактно

стоимость

локальный оптимум


Метод имитации отжига

1 s ← какое-нибудь начальное решение2 repeat3 выбрать случайное решение s ′ из окружения s4 ∆← cost(s ′)− cost(s)5 if ∆ < 06 then заменить s на s ′

7 else заменить s на s ′ с вероятностью e−Δ/T


Метод имитации отжига абстрактно



1 Введение






1 Введение





Задача коммивояжёра в метрическомпространстве

Задача коммивояжёра в метрическом пространстве (Metric TSP):частный случай для графов, веса рёбер которых удовлетворяютнеравенству треугольника (w(i , j) ≤ w(i , k) + w(k , j)).


2-приближённый алгоритм

1 построить минимальное покрывающее дерево T2 продублировать каждое ребро дерева T и

в полученном графе найти эйлеров цикл3 выкинуть из этого цикла все повторения вершин и

вернуть полученный цикл


Пример


Пример


Пример


Пример

1

23

45

6

7

8

910 11

12

1314


Пример

1

23

45

6

7

8

910 11

12

1314


Пример


Доказательство

пусть WT — вес минимального остовного дерева, а Wopt —вес оптимального гамильтонова цикла

WT ≤ Wopt, поскольку при выкидывании ребра изгамильтонва цикла получается остовное деревокаждое ребро построенного гамильтонова цикла заменяеткакой-то путь эйлерова цикла, длина которого понеравенству треугольника не менее длины этого ребразначит, длина найденного пути не превосходит 2WT ,а следовательно, и 2Wopt



пусть WT — вес минимального остовного дерева, а Wopt —вес оптимального гамильтонова циклаWT ≤ Wopt, поскольку при выкидывании ребра изгамильтонва цикла получается остовное дерево

каждое ребро построенного гамильтонова цикла заменяеткакой-то путь эйлерова цикла, длина которого понеравенству треугольника не менее длины этого ребразначит, длина найденного пути не превосходит 2WT ,а следовательно, и 2Wopt



пусть WT — вес минимального остовного дерева, а Wopt —вес оптимального гамильтонова циклаWT ≤ Wopt, поскольку при выкидывании ребра изгамильтонва цикла получается остовное деревокаждое ребро построенного гамильтонова цикла заменяеткакой-то путь эйлерова цикла, длина которого понеравенству треугольника не менее длины этого ребра

значит, длина найденного пути не превосходит 2WT ,а следовательно, и 2Wopt



пусть WT — вес минимального остовного дерева, а Wopt —вес оптимального гамильтонова циклаWT ≤ Wopt, поскольку при выкидывании ребра изгамильтонва цикла получается остовное деревокаждое ребро построенного гамильтонова цикла заменяеткакой-то путь эйлерова цикла, длина которого понеравенству треугольника не менее длины этого ребразначит, длина найденного пути не превосходит 2WT ,а следовательно, и 2Wopt


1.5-приближённый алгоритм

1 построить минимальное покрывающее дерево T2 найти минимальное полное паросочетание

всех вершин дерева T нечетной степени3 добавить найденные рёбра в дерево T

и найти в полученном графе эйлеров цикл4 выкинуть из этого цикла все повторения вершин и

вернуть полученный цикл



как и в предыдущем доказательстве, вес построенного циклане превосходит WT + WP , где WP — вес минимальногопаросочетания вершин нечетной степени дерева T

нужно показать, что WP ≤ Wopt/2

обозначим через A множество всех вершин нечётной степенидерева T

рассмотрим такой гамильтонов цикл на вершинах множестваA: вершины множества A в нём будут встречаться в такойпоследовательности, в какой они идут в оптимальномгамильтоновом цикле графа G




















Доказательство (продолжение)

важно отметить, что нам не нужно строить такой цикл; намважен лишь факт его существования

разбив вершины только что построенного цикла на чётные инечётные, мы получим два паросочетаниявес хотя бы одного из них будет не более Wopt/2

значит, и вес минимального паросочетания не превосходитWopt/2



важно отметить, что нам не нужно строить такой цикл; намважен лишь факт его существованияразбив вершины только что построенного цикла на чётные инечётные, мы получим два паросочетания

вес хотя бы одного из них будет не более Wopt/2




важно отметить, что нам не нужно строить такой цикл; намважен лишь факт его существованияразбив вершины только что построенного цикла на чётные инечётные, мы получим два паросочетаниявес хотя бы одного из них будет не более Wopt/2




важно отметить, что нам не нужно строить такой цикл; намважен лишь факт его существованияразбив вершины только что построенного цикла на чётные инечётные, мы получим два паросочетаниявес хотя бы одного из них будет не более Wopt/2




1 Введение





Неприближаемость

Предположим, что существует 𝛼-приближённый алгоритмдля задачи коммивояжёра.

Возьмём тогда произвольный (невзвешенный инеобязательно полный) граф и присвоим всем его рёбрамвес 1.Между любыми двумя не соединёнными ребром вершинамидобавим ребро веса 𝛼n + 1.Заметим теперь, что если в исходном графе существуетгамильтонов цикл, то в новом графе существуетгамильтонов цикл веса n.



Предположим, что существует 𝛼-приближённый алгоритмдля задачи коммивояжёра.Возьмём тогда произвольный (невзвешенный инеобязательно полный) граф и присвоим всем его рёбрамвес 1.

Между любыми двумя не соединёнными ребром вершинамидобавим ребро веса 𝛼n + 1.Заметим теперь, что если в исходном графе существуетгамильтонов цикл, то в новом графе существуетгамильтонов цикл веса n.



Предположим, что существует 𝛼-приближённый алгоритмдля задачи коммивояжёра.Возьмём тогда произвольный (невзвешенный инеобязательно полный) граф и присвоим всем его рёбрамвес 1.Между любыми двумя не соединёнными ребром вершинамидобавим ребро веса 𝛼n + 1.

Заметим теперь, что если в исходном графе существуетгамильтонов цикл, то в новом графе существуетгамильтонов цикл веса n.



Предположим, что существует 𝛼-приближённый алгоритмдля задачи коммивояжёра.Возьмём тогда произвольный (невзвешенный инеобязательно полный) граф и присвоим всем его рёбрамвес 1.Между любыми двумя не соединёнными ребром вершинамидобавим ребро веса 𝛼n + 1.Заметим теперь, что если в исходном графе существуетгамильтонов цикл, то в новом графе существуетгамильтонов цикл веса n.


Неприближаемость (продолжение)

Если же такого цикла в исходном графе нет, то самыйлёгкий цикл в новом графе имеет вес хотя бы(𝛼n + 1) + (n − 1) > 𝛼n.

Таким образом, с помощью 𝛼-приближенного алгоритма длязадачи о коммивояжёре мы можем понять, стоимостьоптимального цикла в построенном графе превосходит n илинет.А это позволит нам понять (за полиномиальное время!),есть в исходном графе гамильтонов цикл или нет.Но тогда P = NP.



Если же такого цикла в исходном графе нет, то самыйлёгкий цикл в новом графе имеет вес хотя бы(𝛼n + 1) + (n − 1) > 𝛼n.Таким образом, с помощью 𝛼-приближенного алгоритма длязадачи о коммивояжёре мы можем понять, стоимостьоптимального цикла в построенном графе превосходит n илинет.

А это позволит нам понять (за полиномиальное время!),есть в исходном графе гамильтонов цикл или нет.Но тогда P = NP.



Если же такого цикла в исходном графе нет, то самыйлёгкий цикл в новом графе имеет вес хотя бы(𝛼n + 1) + (n − 1) > 𝛼n.Таким образом, с помощью 𝛼-приближенного алгоритма длязадачи о коммивояжёре мы можем понять, стоимостьоптимального цикла в построенном графе превосходит n илинет.А это позволит нам понять (за полиномиальное время!),есть в исходном графе гамильтонов цикл или нет.

Но тогда P = NP.



Если же такого цикла в исходном графе нет, то самыйлёгкий цикл в новом графе имеет вес хотя бы(𝛼n + 1) + (n − 1) > 𝛼n.Таким образом, с помощью 𝛼-приближенного алгоритма длязадачи о коммивояжёре мы можем понять, стоимостьоптимального цикла в построенном графе превосходит n илинет.А это позволит нам понять (за полиномиальное время!),есть в исходном графе гамильтонов цикл или нет.Но тогда P = NP.



1 Введение





Покрытие ориентированными циклами

1 2

3

4

5



1 2

3

4

5

5 5

4 4

3 3

2 2

1 1



1 2

3

4

5

5 5

4 4

3 3

2 2

1 1



1 2

3

4

5

5 5

4 4

3 3

2 2

1 1


1/2-приближение для максимизационной версии

Найдём покрытие циклами максимального веса. Выкинем изкаждого цикла самое лёгкое ребро (при этом суммарный весуменьшится не более чем вдвое). Соединим полученныепути произвольно.



1 Введение





Теория и практика

Camil Demetrescu. Engineering shortest path algorithms



1 Введение





Динамическое программирование

Подзадачи: для подмножества городов S ⊆ {1, 2, . . . , n},включающего 1 и j , обозначим через C [S , j ] длинукратчайшего пути, начинающегося в 1 и заканчивающегосяв j , проходящего через каждый город из множества S ровноодин раз.

Пересчёт: C [S , j ] = mini∈S,i =j

{C [S ∖ {j}, i ] + dij}.


Динамическое программирование

Подзадачи: для подмножества городов S ⊆ {1, 2, . . . , n},включающего 1 и j , обозначим через C [S , j ] длинукратчайшего пути, начинающегося в 1 и заканчивающегосяв j , проходящего через каждый город из множества S ровноодин раз.Пересчёт: C [S , j ] = min

i∈S,i =j{C [S ∖ {j}, i ] + dij}.


Псевдокод

1 C [{1}, 1]← 02 for s ← 2 to n3 do for всех S ⊆ {1, 2, . . . , n} размера s, содержащих 14 do C [S , 1]←∞5 for всех j ∈ S , j = 16 do C [S , j ]← min

i∈S,i =j{C [S ∖ {j}, i ] + dij}

7 return minj

C [{1, . . . , n}, j ] + dj1


Сложность алгоритма

Время работы данного алгоритма есть O(n22n) = O*(2n).

Более того, памяти ему требуется тоже O*(2n), что делаетего совсем непрактичным.


Сложность алгоритма

Время работы данного алгоритма есть O(n22n) = O*(2n).Более того, памяти ему требуется тоже O*(2n), что делаетего совсем непрактичным.



1 Введение





Формула включений-исключений

Пусть A — некоторое множество, f , g : 2A → R, т.ч.f (X ) =

∑Y⊆X g(Y ). Тогда

g(X ) =∑Y⊆X

(−1)|X−Y |f (Y ) .


∑Y⊆X

(−1)|X−Y |f (Y ) =∑Y⊆X

∑Z⊆Y

(−1)|X−Y |g(Z ) =

=∑Z⊆X

g(Z )∑

Z⊆Y⊆X

(−1)|X−Y | = g(X )

(последняя сумма равна 1, если Z = X , и нулю иначе).


Формула включений-исключений

Пусть A — некоторое множество, f , g : 2A → R, т.ч.f (X ) =

∑Y⊆X g(Y ). Тогда

g(X ) =∑Y⊆X

(−1)|X−Y |f (Y ) .


∑Y⊆X

(−1)|X−Y |f (Y ) =∑Y⊆X

∑Z⊆Y

(−1)|X−Y |g(Z ) =

=∑Z⊆X

g(Z )∑

Z⊆Y⊆X

(−1)|X−Y | = g(X )

(последняя сумма равна 1, если Z = X , и нулю иначе).


Задача о гамильтоновом пути

Формулировка задачи: необходимо проверить, есть ли вданном графе простой путь, проходящий через все вершины,начинающийся в заданной вершине s и заканчивающийся взаданной вершине t.

Для {s, t} ⊆ X ⊆ V обозначим через f (X ) количество путей(не обязательно простых! путь может проходить понекоторым вершинам несколько раз, а по некоторым вообщене проходить) длины n − 1 из s в t, проходящих только повершинам множества X .Нетрудно видеть, что значение f (X ) содержится в строке s истолбце t матрицы An−1, где A — матрица смежности графаG [X ].



Формулировка задачи: необходимо проверить, есть ли вданном графе простой путь, проходящий через все вершины,начинающийся в заданной вершине s и заканчивающийся взаданной вершине t.Для {s, t} ⊆ X ⊆ V обозначим через f (X ) количество путей(не обязательно простых! путь может проходить понекоторым вершинам несколько раз, а по некоторым вообщене проходить) длины n − 1 из s в t, проходящих только повершинам множества X .

Нетрудно видеть, что значение f (X ) содержится в строке s истолбце t матрицы An−1, где A — матрица смежности графаG [X ].



Формулировка задачи: необходимо проверить, есть ли вданном графе простой путь, проходящий через все вершины,начинающийся в заданной вершине s и заканчивающийся взаданной вершине t.Для {s, t} ⊆ X ⊆ V обозначим через f (X ) количество путей(не обязательно простых! путь может проходить понекоторым вершинам несколько раз, а по некоторым вообщене проходить) длины n − 1 из s в t, проходящих только повершинам множества X .Нетрудно видеть, что значение f (X ) содержится в строке s истолбце t матрицы An−1, где A — матрица смежности графаG [X ].


Задача о гамильтоновом пути (продолжение)

Пусть теперь g(X ) есть количество путей длины n − 1 из sв t, проходящих по всем вершинам множества X . Вчастности, g(V ) есть количество гамильтоновых путей из sв t.

Тогдаg(V ) =

∑Y⊆V

(−1)|V−Y |f (Y ) .

Таким образом, количество гамильтоновых путей в графеможет быть найдено за время O*(2n) и полиномиальнуюпамять.Интересно отметить, что данный алгоритм переизобреталсятри раза.



Пусть теперь g(X ) есть количество путей длины n − 1 из sв t, проходящих по всем вершинам множества X . Вчастности, g(V ) есть количество гамильтоновых путей из sв t.Тогда

g(V ) =∑Y⊆V

(−1)|V−Y |f (Y ) .





g(V ) =∑Y⊆V

(−1)|V−Y |f (Y ) .

Таким образом, количество гамильтоновых путей в графеможет быть найдено за время O*(2n) и полиномиальнуюпамять.

Интересно отметить, что данный алгоритм переизобреталсятри раза.




g(V ) =∑Y⊆V

(−1)|V−Y |f (Y ) .




1 Введение





Замечание

Далее мы рассмотрим алгоритм Бьорклунда для решения задачио гамильтоновом цикле в двудольном графе за время O*(2n/2).Для общего случая задачи коммивояжёра оценка на времяработы алгоритма Бьорклунда составляет O*(1.657n ·W ) (W —максимальный вес ребра).


Перманент матрицы Татта

1 2

43

x12 x13 x14

x12 x24

x13 x34

x14 x24 x34



1 2

43

x12 x13 x14

x12 x24

x13 x34

x14 x24 x34

perm(M) =



1 2

43

x12 x13 x14

x12 x24

x13 x34

x14 x24 x34

perm(M) = x12x24x43x31 + . . .



1 2

43

x12 x13 x14

x12 x24

x13 x34

x14 x24 x34

perm(M) = x12x24x43x31 + x213x224 + . . .



1 2

43

x12 x13 x14

x12 x24

x13 x34

x14 x24 x34

perm(M) = x12x24x43x31 + x213x224 +

x12x24x43x31 + . . .


Поле характеристики 2

Если вычислять перманент над полем характеристики 2, товсе циклы, не полностью состоящие из циклов длины 2,сократятся. Действительно, если в покрытии циклами естьцикл длины не 2, то возьмём первый из них (первыйотносительного какого-нибудь фиксированного порядка навершинах) и обратим в нём все рёбра. Получим другоепокрытие циклами, которому соответствует тот же самыймоном.

Мы хотим исправить следующие два момента: во-первых,чтобы гамильтоновы циклы не сокращались, а во-вторых,чтобы покрытия с циклами длины 2 всё же пропадали.


Поле характеристики 2

Если вычислять перманент над полем характеристики 2, товсе циклы, не полностью состоящие из циклов длины 2,сократятся. Действительно, если в покрытии циклами естьцикл длины не 2, то возьмём первый из них (первыйотносительного какого-нибудь фиксированного порядка навершинах) и обратим в нём все рёбра. Получим другоепокрытие циклами, которому соответствует тот же самыймоном.Мы хотим исправить следующие два момента: во-первых,чтобы гамильтоновы циклы не сокращались, а во-вторых,чтобы покрытия с циклами длины 2 всё же пропадали.


Первая цель: оставить гамильтоновы циклы

Сделаем вершину 1 графа выделенной: TG [1, j ] = x1j , ноTG [j , 1] = xj1 для ребра {1, j} ∈ E . Тогда каждому гамильтоновуциклу будут соответствовать два разных монома.

x12 x13 x14

x21 x24

x31 x34

x41 x24 x34


Вторая цель: сократить всё остальное

6

4

2

3

1

5

A

E

C

D

B

F

1

6

2

3

4

5AF

ABB

BF

BC

CEBECD

BD

DE

EEF


Почему же всё сократится?

В новом графе нам нужен помеченный гамильтонов цикл.

В матрице Татта теперь будут помеченные переменные:вместо x24 будет x24,C + x24,E .При вычислении над полем характеристики 2 гамильтоновыциклы по-прежнему не сократятся (из-за специальнойпеременной 1).Всё остальное:

покрытия циклами, в которых используются не всепометки — сократятся по формуле включений-исключений(рассмотрим все 2n/2 подмножеств пометок);негамилтьтоновы покрытия циклами, в которых есть всепометки, разобьются на пары и сократятся (из-за пометок).



В новом графе нам нужен помеченный гамильтонов цикл.В матрице Татта теперь будут помеченные переменные:вместо x24 будет x24,C + x24,E .

При вычислении над полем характеристики 2 гамильтоновыциклы по-прежнему не сократятся (из-за специальнойпеременной 1).Всё остальное:




В новом графе нам нужен помеченный гамильтонов цикл.В матрице Татта теперь будут помеченные переменные:вместо x24 будет x24,C + x24,E .При вычислении над полем характеристики 2 гамильтоновыциклы по-прежнему не сократятся (из-за специальнойпеременной 1).

Всё остальное:




В новом графе нам нужен помеченный гамильтонов цикл.В матрице Татта теперь будут помеченные переменные:вместо x24 будет x24,C + x24,E .При вычислении над полем характеристики 2 гамильтоновыциклы по-прежнему не сократятся (из-за специальнойпеременной 1).Всё остальное:





покрытия циклами, в которых используются не всепометки — сократятся по формуле включений-исключений(рассмотрим все 2n/2 подмножеств пометок);

негамилтьтоновы покрытия циклами, в которых есть всепометки, разобьются на пары и сократятся (из-за пометок).






Получившийся алгоритм

Рассмотрим многочлен

P(x) =∑S⊆L

perm(MS).

Как мы уже выяснили, этот многочлен не равен нулю тогдаи только тогда, когда в графе есть гамильтонов цикл.Проверять, равен он нулю или нет, мы будем вероятностно:подставим случайные значения всем переменным; еслиполучился не ноль, то и многочлен точно не равен нулю; впротивном случае мы могли попасть в корень.




P(x) =∑S⊆L

perm(MS).

Как мы уже выяснили, этот многочлен не равен нулю тогдаи только тогда, когда в графе есть гамильтонов цикл.

Проверять, равен он нулю или нет, мы будем вероятностно:подставим случайные значения всем переменным; еслиполучился не ноль, то и многочлен точно не равен нулю; впротивном случае мы могли попасть в корень.




P(x) =∑S⊆L

perm(MS).

Как мы уже выяснили, этот многочлен не равен нулю тогдаи только тогда, когда в графе есть гамильтонов цикл.Проверять, равен он нулю или нет, мы будем вероятностно:подставим случайные значения всем переменным; еслиполучился не ноль, то и многочлен точно не равен нулю; впротивном случае мы могли попасть в корень.


Проверка равенства нулю многочлена

ЛеммаПусть P — ненулевой многочлен полной степени d над полем F ипусть S ⊆ F. Тогда

Prr1,...,rn∈S{P(r1, . . . , rn) = 0} ≤ d/|S | .

ДоказательствоИндукция по n. При n = 1 утверждение верно, поскольку умногочлена степени d от одной переменной может быть не болееd корней.


Проверка равенства нулю многочлена

ЛеммаПусть P — ненулевой многочлен полной степени d над полем F ипусть S ⊆ F. Тогда

Prr1,...,rn∈S{P(r1, . . . , rn) = 0} ≤ d/|S | .

ДоказательствоИндукция по n. При n = 1 утверждение верно, поскольку умногочлена степени d от одной переменной может быть не болееd корней.


ПереходРазложим многочлен P по степеням переменной xn:

P(x1, . . . , xn) =k∑

i=0

x inPi(x1, . . . , xn−1) ,

где deg(Pi) ≤ d − i , k ≤ d и Pk ≡ 0. Распишем теперь поформуле полной вероятности:

Pr{P(r1, . . . , rn) = 0} =

Pr{P(r1, . . . , rn) = 0 ∧ Pk(r1, . . . , rn−1) = 0}+Pr{P(r1, . . . , rn) = 0 ∧ Pk(r1, . . . , rn−1) = 0} ≤

(d − k)/|S |+ Pr{P(r1, . . . , rn) = 0 | Pk(r1, . . . , rn−1) = 0}(d − k)/|S |+ k/|S | = d/|S |


Открытые задачи

Открытые задачиТочный алгоритм для задачи о гамильтоновом цикле вориентированных графах за O*(1.99n).

Какое-нибудь константное приближение для metric TSP вориентированных графах.Приближение лучше 1.5 для metric TSP внеориентированных графах.Приближение лучше 2/3 для максимального циклакоммивояжёра.



Открытые задачиТочный алгоритм для задачи о гамильтоновом цикле вориентированных графах за O*(1.99n).Какое-нибудь константное приближение для metric TSP вориентированных графах.

Приближение лучше 1.5 для metric TSP внеориентированных графах.Приближение лучше 2/3 для максимального циклакоммивояжёра.



Открытые задачиТочный алгоритм для задачи о гамильтоновом цикле вориентированных графах за O*(1.99n).Какое-нибудь константное приближение для metric TSP вориентированных графах.Приближение лучше 1.5 для metric TSP внеориентированных графах.

Приближение лучше 2/3 для максимального циклакоммивояжёра.



Открытые задачиТочный алгоритм для задачи о гамильтоновом цикле вориентированных графах за O*(1.99n).Какое-нибудь константное приближение для metric TSP вориентированных графах.Приближение лучше 1.5 для metric TSP внеориентированных графах.Приближение лучше 2/3 для максимального циклакоммивояжёра.


Литература I

Held, M., Karp, R. M.A dynamic programming approach to sequencing problems. 1962.Lin, Shen; Kernighan, B. W.An Effective Heuristic Algorithm for the Traveling-SalesmanProblem. 1973.Christofides, N.Worst-case analysis of a new heuristic for the travelling salesmanproblem. 1973.Kohn, S., Gottlieb, A., Kohn, M.A generating function approach to the traveling salesmanproblem. 1977.


Литература II

Lawler, E. L.; Lenstra, J. K.; Rinnooy Kan, A. H. G.; Shmoys,D. B.The Traveling Salesman Problem: A Guided Tour ofCombinatorial Optimization. 1985.Goldberg, D. E. Genetic Algorithms in Search, Optimization andMachine Learning. 1989.Arora, S.Polynomial time approximation schemes for Euclidean travelingsalesman and other geometric problems. 1998.Applegate, D. L.; Bixby, R. E.; Chvatal, V.; Cook, W. J.The Traveling Salesman Problem: A Computational Study. 2006.Bjorklund, A.Determinant Sums for Undirected Hamiltonicity. 2010.


Литература III

Cook, W.In Pursuit of the Travelling Salesman: Mathematics at the Limitsof Computation. 2011.Paluch, K., Elbassioni, K., Zuylen, A. van.Simpler Approximation of the Maximum Asymmetric TravelingSalesman Problem. 2012.Cygan, M., Kratsch, S., Nederlof, J.Fast Hamiltonicity checking via bases of perfect matchings.2013.


Спасибо!

Спасибо за внимание!


Documents

20130301 np algorithms_kulikov_lecture02-03_tsp