哈密頓路徑問題
圖論中的經典問題漢米頓路徑問題(中國大陸作哈密頓路徑問題,台灣作漢米頓路徑問題)(Hamiltonian path problem)與漢米頓環問題(中國大陸作哈密頓環問題,台灣作漢米頓環問題)(Hamiltonian cycle problem)分別是來確定在一個給定的圖上是否存在哈密頓路徑(一條經過圖上每個頂點的路徑)和哈密頓環(一條經過圖上每個頂點的環)。兩個問題皆為NP完全。[1]
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哈密頓環問題與哈密頓路徑問題之間的關係
編輯哈密頓環問題與哈密頓路徑問題之間有着很簡單的關係:
- 給定圖 ,通過加入新頂點 並將新頂點與所有其他頂點連接起來,我們得到了圖 。 在圖 之上的哈密頓路徑問題與在 之上的哈密頓環問題等價。因此尋找哈密頓路徑的速度不可能比尋找哈密頓環的速度快很多。
- 從另一個方向來看,給定圖 ,給定圖上一個頂點 ,通過加入新頂點給定圖 ,並且讓 的鄰居等於 的鄰居,再增加兩個度為1的新頂點,並讓他們分別與 和 相連,得到圖 ,則圖 上的哈密頓環問題與圖 上的哈密頓路徑問題等價。[2]
算法
編輯在一個階數為 的圖中,可能成為哈密頓路徑的頂點序列最多有有 !個(在完全圖的情況下恰好為 !個),因此暴力搜索所有可能的頂點序列是非常慢的。 一個早期的在有向圖上尋找哈密頓環的算法是Martello的枚舉算法[3] 由Frank Rubin[4] 提供的搜索過程將圖的邊分為3種類型:必須在路徑上的邊、不能在路徑上的邊和未定邊。在搜索的過程中,一個決策規則的集合將未定邊進行分類,並且決定是否繼續進行搜索。這個算法將圖分成幾個部分,在它們上問題能夠被單獨地解決。
另外,Bellman, Held, and Karp 的動態規劃算法可以在O(n2 2n)時間內解決問題。在這個方法中,對每個頂點集 和其中的每一個頂點 ,均做出如下的判定:是否有一條經過 中每個頂點,並且在 結束的路徑,對於每一對 和 ,若且唯若存在 的鄰居 滿足存在一條路徑經過 的所有頂點,並在 上結束的路徑時,存在路徑經過 中每個頂點,並且在 結束。這個充要條件已經可以之前的動態規劃計算中確認。[5][6]
Andreas Björklund通過容斥原理將哈密爾頓環的計數問題規約成一個更簡單,圈覆蓋的計數問題,後者可以被通過計算某些矩陣的行列式解決。通過這個方法,並通過蒙特卡洛算法,對任意 階圖,可以在O(1.657n)時間內解決。對於二分圖,這個算法可以被進一步提升至o(1.415n)。[7]
對於最大度小於等於3的圖,一個回溯搜索的方法可以在 O(1.251n)時間內找到哈密頓環。[8]
哈密頓環和哈密頓路徑也可以通過SAT 求解器找到。
複雜度
編輯哈密頓環和哈密頓路徑問題是FNP問題,它的決定性問題是檢測是否存在一條哈密頓環或哈密頓路徑。有向圖和無向圖上的哈密頓環問題是卡普的二十一個NP-完全問題中的其中兩個。對於一些特殊類型的圖來說,它們仍然是NP完全的。例如:
- 二分圖[9]
- 最大度為3的無向平面圖[10]
- 入度和出度最大為2的有向平面圖[11]
- 無橋的無向的平面3-正則二分圖
- 3-頂點連通,3-正則的二分圖[12]
- square grid graph的子圖[13]
- square grid graph的3-正則子圖[14]
然而,對於某些類型的圖,哈密頓環和哈密頓路徑問題可以在多項式時間內解決:
- 根據威廉·湯瑪斯·圖特的結論,4-頂點連通 平面圖總是存在哈密頓環,並且可以在線性時間內找到哈密頓環。[15] by computing a so-called Tutte path.
- 圖特通過證明2-正則平面圖包含圖特路徑,證明了以上的結論。對2-正則平面圖來說,其圖特路徑可以在平方時間內找到,[16]這可能可以被用來尋找一般平面圖上的哈密頓環和較長的環。
將以上提供的條件匯總起來,3-正則,3-定點連通的二分圖是否總是存在哈密頓環這一問題仍然是開放的,在這個情況下這一問題不是NP完全的,詳見Barnette猜想。
在所有頂點的度都是奇數的途中,一個與握手引理有關的結論說明對於任意一條邊來說,經過它的哈密頓環的個數總是偶數,因此如果存在一條哈密頓環,則一定存在另一條 [17] 然而,找到第二條哈密頓換並不是一個簡單的計算問題。Papadimitriou定義了一個複雜性類 PPA來描述這一類問題。 [18]
外部連結
編輯- Hamiltonian Page : Hamiltonian cycle and path problems, their generalizations and variations
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