Nội dung
1. Nhắc lại NP và các vấn đề liên quan
2. Giới thiệu giải thuật xấp xỉ
3. Minh họa giải thuật xấp xỉ với bài toán phủ đỉnh,
TSP.
4. Tóm tắt
55 trang |
Chia sẻ: phuongt97 | Lượt xem: 445 | Lượt tải: 0
Bạn đang xem trước 20 trang nội dung tài liệu Bài giảng Giải thuật nâng cao: Giải thuật xấp xỉ - Ngô Quốc Việt, để xem tài liệu hoàn chỉnh bạn click vào nút DOWNLOAD ở trên
GIẢI THUẬT XẤP XỈ
TS. NGÔ QUỐC VIỆT
2015
Nội dung
1. Nhắc lại NP và các vấn đề liên quan
2. Giới thiệu giải thuật xấp xỉ
3. Minh họa giải thuật xấp xỉ với bài toán phủ đỉnh,
TSP.
4. Tóm tắt
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 2
Bài toán NP
• Giải thuật hiệu quả: xác định lời giải tối ưu
trong thời gian đa thức
• Tuy nhiên, hầu hết các bài toán tối ưu là NP khó.
Nghĩa là không tồn tại giải thuật hiệu quả để giải.
• NP là một trong những complexity class cơ
bản.
• NP: nondeterministic polynomial time.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 3
Bài toán NP
• P: thuật giải thời gian đa thức. Lớp bài toán P có
tính chất bao đóng chính xác (tính cộng, tính nhân).
• NP: tập các bài toán quyết định (trả lời YES hoặc
NO) theo đó một số instances cụ thể của bài toán
đang xét được giải và kiểm chứng (verifier) trong
thời gian đa thức.
• NP = Problems with Efficient Algorithms
for Verifying Proofs/Certificates/Witnesses
• Định nghĩa: NP là lớp các vấn đề có efficient
verifiers, i.e. có giải thuật đa thức để kiểm chứng lời
giải đã cho là đúng
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 4
Bài toán NP
• Phần lớn các bài toán thực tế là NP. Có thể
efficiently verify nếu given short proof là valid,
nhưng không tìm được efficient algorithm để giải.
•
• Lớp NP là extremely interesting.
• Hầu hết các vấn đề trong CS, math, biology, physics,
chemistry, economics, management, sociology,
business, v.v, đều thuộc lớp NP.
• Xem thêm compendium of NP optimization
problems.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 5
Verifier V của bài toán NP-ví dụ
• Xét bài toán tìm subset có tổng bằng zero (hay hằng
số bất kỳ).
• Nhận xét: số lượng các subset của tập hợp là lũy
thừa (bao nhiêu?)
• Tuy nhiên: cho subset cụ thể dễ dàng kiểm chứng
(verify) tổng các phần tử của nó là zero. Giải thuật
kiểm chứng tổng zero của một subset được gọi là
verifier.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 6
Cận dưới của NP problem
• Xem: https://www.youtube.com/watch?v=K2-
Y4a3BtSE
• Reductions: giải một yêu cầu dựa trên các hàm hay
problem khác như Subroutine/Oracle/Black Box.
Không quan tâm đến độ phức tạp subroutine.
• Giải thuật reduction A có sử dụng hàm O được ký hiệu:
퐴푂
• Vấn đề Q là black-box reducible thành O và viết 푄 ≤푇 푂
iff tồn tại giải thuật A sao cho mọi input x, thì 푄 푥 =
퐴푂(푥)
• Nếu A chạy trong thời gian đa thức thì được gọi
là polynomial-time black-box reduction, ký hiệu
푃
푄 ≤푇 푂. (Subscript T thể hiện ”Turing”)
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 7
Cận dưới của NP problem
• Vấn đề Q là many-one reducible to problem O và viết
푄 ≤푚 푂 iff có giải thuật A sao cho mọi input x, thì
푄 푥 = 푂 퐴 푥
• Nếu reduction algorithm A là polynomial time thì
được gọi là polynomial-time many-one reduction,
푃
ký hiệu 푄 ≤푚 푂
• Nếu có polynomial-time many-one reduction từ vấn
đề A thành NP problem B, thì A thuộc lớp NP.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 8
NP-complete
• NP-complete là tập các vấn đề vừa NP, vừa NP-khó.
• A là NP-complete iff
• A là bài toán NP, và
• Mọi bài toán B thuộc lớp NP, thì B là polynomial-
푝
time many-one reducible to A 퐵 ≤푚 퐴
• Nếu problem là NP-complete, thì không tồn tại
polynomial-time algorithm để tìm nghiệm tối
ưu
• Thường sử dụng giải thuật xấp xỉ, tham lam,
heuristic, để giải các bài toán NP.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 9
NP & liên quan
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 10
NP-complete: ví dụ
heuristic/text/class/more-np.html
https://en.wikipedia.org/wiki/List_of_NP-
complete_problems
Yêu cầu: Anh/Chị đọc và trình bày 2 bài viết trên
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 11
Giới thiệu giải thuật xấp xỉ
• Giải thuật xấp xỉ xác định lời giải xấp xỉ của các bài
toán tối ưu
• Thường dùng cho các vấn đề NP-khó
• Khác với giải thuật heuristic (chỉ cần lời giải đủ tốt,
và đủ nhanh)
• Giải thuật xấp xỉ cần xác định rõ chất lượng xấp xỉ,
độ phức tạp.
• Ví dụ: giải thuật xấp xỉ cho bài toán phủ đỉnh.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 12
Định nghĩa giải thuật xấp xỉ
• Giải thuật xấp xỉ cho bài toán tối ưu là giải thuật
hiệu quả (thời gian đa thức) cho mọi instance của
vấn đề sao cho lời giải nằm trong ngưỡng so với
lời giải tối ưu thực sự.
• : là tỉ lệ xấp xỉ (approximation ratio), hay thừa số
xấp xỉ (approximation factor).
• Định nghĩa: approximation ratio 흆 풏
• Chi phí của optimal solution là C*, chi phí của
approximation algorithm là C, thì
퐶 퐶∗
• 흆 풏 ≥ 푚푎푥( , )
퐶∗ 퐶
• Gọi là: (n)-approximation algorithm.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 13
Định nghĩa giải thuật xấp xỉ
• Vấn đề Maximization thì
퐶∗/휌(푛) ≤ 퐶 ≤ 퐶∗
• Vấn đề Minimization thì
퐶∗ ≤ 퐶 ≤ 휌(푛). 퐶∗
• ρ(n) không nhỏ hơn 1.
• 1-approximation algorithm là optimal solution
• Mục tiêu là tìm polynomial-time approximation
algorithm với small constant approximation ratios
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 14
Approximation scheme
• Approximation scheme là approximation algorithm
thêm tham số Є>0, sao cho với Є>0 xác định thì
scheme là (1+Є)-approximation algorithm.
• Polynomial-time approximation scheme: runs in
time polynomial in the size of input.
• Khi Є giảm, thì thời gian thực hiện có thể tăng
2
nhanh, ví dụ 푂 푛 휖
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 15
Phủ đỉnh
• 퐺 = (푉, 퐸) là đồ thị, V={tập đỉnh}, E={tập cạnh}
• 푆 ⊆ 푉 là một phủ, nếu ∀ (푢, 푣) ∈ 퐸, thì 푢 ∈ 푆, hoặc
푣 ∈ 푆 hoặc 푢, 푣 ∈ 푆.
• Ví dụ: Phủ đỉnh S
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 16
Một số ứng dụng của phủ đỉnh
• Bioinformatics
• Cơ sở cho novo genome assembly sử dụng phương pháp
overlap-consensus (liên ứng). CABOG, Celera, xây dựng
overlap graph của nhiều whole-genome shotgun reads, với
each vertex ứng với read và cạnh biểu diễn mutual overlap
giữa hai reads
• SNP Assembly Problem
• Computer network securities
• Mô phỏng sự lan truyền của worm máy tính nhằm tìm giải
pháp bảo vệ mạng máy tính lớn.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 17
Phủ đỉnh
• OPTIMIZATION VERSION:
• INPUT: graph G
• OUTPUT: vertex cover S of minimum-size (số đỉnh ít
nhất)
• DECISION VERSION:
• INSTANCE: graph G, integer k
• QUESTION: does G have vertex cover of size k
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 18
Phủ đỉnh
• Dạng bài toán NP-Complete
• Sử dụng dạng giải thuật tham lam, hoặc xấp xỉ để
giải quyết
• Yêu cầu: Sử dụng chiến lược tham lam để giải bài
phủ đỉnh. Trình bày thuật giải, cho biết độ phức tạp,
và cài đặt chương trình minh họa.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 19
Phủ đỉnh-xấp xỉ
Giải thuật 1
1. Chọn cạnh A bất kỳ, bỏ tất cả các cạnh có nối đến hai đỉnh
của A ( kể cả cạnh A)
2. Chọn cạnh khác & lặp lại bước 1 đến khi mọi cạnh bị loại
bỏ.
vertex-cover tìm được theo giải thuật 1, thường gấp đôi phủ
đỉnh tối ưu
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 20
Phủ đỉnh-xấp xỉ-giải thuật 1
Near Optimal Optimal
size=6 Size=3
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 21
Phủ đỉnh-xấp xỉ-giải thuật 1
1 2 3
4 5 6 7
Not cover
1 2 3
4 5 6 7
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 22
Phủ đỉnh-xấp xỉ-giải thuật 1
1 2 3
Cover
Size=4
4 5 6 7
1 2 3
Cover
Size=7
4 5 6 7
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 23
Phủ đỉnh-xấp xỉ-giải thuật 1
1 2 3
Cover
Size=5
4 5 6 7
1 2 3
Cover
Size=3
4 5 6 7
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 24
Phủ đỉnh-xấp xỉ-giải thuật 1
APPROX-VERTEX-COVER là 2-approximate algorithm
• Gọi c là phủ đỉnh xấp xỉ, và c* là phủ đỉnh tối ưu, A là
푐
tập cạnh của lệnh 4. Cần chứng minh ≤ 2.
푐∗
• Lệnh 5 thêm cả hai đỉnh, trong khi chỉ cần thêm một
hoặc hai đỉnh trên
• Không có hai cạnh trong A, phủ cùng một đỉnh trong
c* (vì đã bị xóa-lệnh 6) 푐∗ ≥ 퐴
푐
• Vì vậy: ≤ 2.
푐∗
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 25
Phủ đỉnh-xấp xỉ-giải thuật 1
1 2 3
훼 = 푀푎푥(6/3, 3/6) = 2
4 5 6 7
1 2 3
훼 = 푀푎푥(4/3, 3/4) = 1.33
4 5 6 7
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 26
Phủ đỉnh-xấp xỉ
Giải thuật 2
1. Chọn đỉnh v có bậc lớn nhất, cho v vào S.
2. Xóa mọi cạnh có nối với v.
3. Tiếp tục bước 1, 2 đến khi không còn cạnh nào
(ln n)-approximation
Giải thuật 3
1. Tìm matching M tối đại trong G.
2. Với mỗi cạnh 푢, 푣 ∈ 푀, thêm hai đỉnh u, v vào S.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 27
Phủ tập hợp-ví dụ
• Một khu quy hoạch (có nhiều khu phố) cần xác định các
vị trí xây trường với hai ràng buộc
• Trường phải trong khu phố (town)
• Không học sinh/phụ huynh nào phải đi qua xa (vd: 10km) từ
nhà đến trường
Các khu phố Khu phố trong
phạm vi 10km
• Câu hỏi: cần xây tối thiểu bao nhiêu trường?
• Yêu cầu trên có thể giải thông qua khái niệm phủ tập
hợp.
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 28
Phủ tập hợp-định nghĩa
• Cho tập phổ biến 푈 = 푢1, 푢2, , 푢푛
• Gọi 푆1, 푆2, , 푆푘 ⊆ 푈 là các tập con có các trọng số
tương ứng 푐1, 푐2, , 푐푛
• Mục tiêu: cần tìm 퐼 = 1,2, , 푚 sao cho cực tiểu
푖 푐푖 và 푖 푆푖 = 푈.
• Hỏi: U, Si, ci trong bài toán xây các trường?
• 푈 ={các town trong khu quy hoạch}
• Với mỗi khu phố x, Sx là tập các town trong phạm vi 10km.
Trường tại x sẽ phủ các town này
• cx=1, x ?
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 29
Phủ tập hợp-giải thuật greedy
• Chọn Si chứa nhiều town nhất chưa được phủ
• Lặp lại cho đến khi các Si được chọn phủ U.
• Ví dụ xây trường
• Chọn Sa, Sa chứa a, b, d, e, k, i, h.
• Chọn Sf hoặc Sg, vì chứa f, g.
• Chọn Sc và Sj chứa chính nó.
• 푖 푐푖 = 4.
• Nhận xét: có thể chọn giải pháp tốt hơn?
• Xây trường tại b, e, và i là giải pháp tốt hơn
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 30
Phủ tập hợp-giải thuật greedy
1. 퐶 = *+
2. While 퐶 ≠ 푈
Tìm tập S có cost nhỏ nhất
푐(푆)
Đặt 훼 =
푆−퐶
Với mỗi 푒 ∈ 푆\C, đặt 푝푟푖푐푒(푒) = 훼
퐶 = 퐶 ∪ 푆
3. Ouput S
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 31
SC là bài toán NP-complete
• Định lý: Set Cover (SC) là NP-complete
• Chứng minh:
INSTANCE: Cho universe U n phần tử, tập các subset
của U, S = {S1, , Sm}, và số nguyên dương b
QUESTION: Tồn tại tập 퐶 ⊆ 1,2, , 푚 , |C| ≤ b, sao
cho
푆푖 = 푈
푖∈퐶
Subcollection 푆푖 | 푖 ∈ 퐶 thỏa điều kiện trên là set
cover của U
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 32
SC là bài toán NP-complete (tt)
1. Cần chứng minh SC thuộc NP. Dễ dàng kiểm
chứng điều kiện YES của instance trên. Nghĩa là,
cho subcollection C, nếu |퐶| ≤ 푏 và hội của các
tập trong C chứa mọi phần tử của U theo thời gian
đa thức.
2. Để chứng minh định lý, cần phải chứng minh
Vertex Cover (VC) ≤p Set Cover (SC)
Cho instance C của VC (undirected graph G=(V,E)
và số nguyên dương j), chúng ta cần xây dựng C’
của SC trong thời gian đa thức sao cho C là
satisfiable iff C’ là satisfiable.
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 33
SC là bài toán NP-complete (tt)
• Construction: Đặt U = E. Định nghĩa n phần tử của U
và tập S như sau:
• Đánh nhãn mọi đỉnh trong V từ 1 đến n. Đặt Si là tập các
cạnh nối với đỉnh i. Sau đó, đặt b = j. Cách xây dựng này là
thời gian đa thức ứng với kích thước của VC instance
• Chú ý: mỗi cạnh ứng với mỗi phần tử trong U và
mỗi đỉnh ứng với một set trong S.
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 34
Phủ đỉnh có trọng số
• Tìm tập các đỉnh của graph sao cho mỗi cạnh chứa
ít nhất một đỉnh trong tập.
• Mỗi đỉnh có trọng số, cần tìm phủ đỉnh total weight
nhỏ nhất.
1
• Các phủ đỉnh: *1,3,4+; *1,7,5+ 2
7
3
6
4
5
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 35
VERTEX-COVER p SET-COVER
• Vertex Cover là trường hợp đặc biệt của Set
Cover
• Chuyển vertex cover sang set cover:
1. T = the set of edges E
2. Các subsets ứng với từng vertex, mỗi subset
chứa tập các cạnh nối với corresponding vertex
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 36
VERTEX-COVER p SET-COVER
• T = { (1, 3), (3,7), (1, 7), (4, 5), (4, 6) }
• Subsets:
1. S1 = { (1, 3), (1, 7) } w = 1 1
2. S3 = { (1, 3), (3, 7) } w = 3 2
7
3. S7 = { (1, 7), (3, 7) } w = 7
4. S4 = { (4, 5), (4, 6) } w = 4 3
5. S6 = { (4, 6) } w = 6 6
4
6. S5 = { (4, 5) } w = 5 5
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 37
VERTEX-COVER p SET-COVER
one element
for every edge
VC SC
one set for every vertex,
containing the edges it covers
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 38
SC là bài toán NP-complete (tt)
• Cần chứng minh C là satisfiable iff C’ là satisfiable.
• Nghĩa là, cần chứng minh nếu original instance của
VC là YES instance iff constructed instance of SC là
YES instance.
• (→)
• Giả sử G có phủ đỉnh C kích thước tối đa là j. Theo
cách xây dựng trên, C ứng với collection C’ của các
subsets của U. Vì b = j, |C’| ≤ b. C’ phủ mọi
elements trong U vì C “phủ ” mọi cạnh trong G.
• Để thấy điều này, xét bất kỳ phần tử nào của U. Sao
cho một phần tử là cạnh trong G. Vì C là set cover, có
ít nhất một endpoint của cạnh này thuộc C.
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 39
SC là bài toán NP-complete (tt)
• (←)
• Giả sử có set cover C’ kích thước tối đa b trong
constructed instance. Vì mỗi tập trong in C’ được
kết hợp với đỉnh trong G, đặt C là tập các đỉnh này.
Thì |C| = |C’| ≤ b = j. C là vertex cover của G vì C’ là
set cover.
• Để thấy điều này, xét cạnh bất kỳ e. Vì e thuộc U, nên
C’ phải chứa ít nhất một tập set có chứa e. Theo
cách xây dựng trên, chỉ một tập hợp chứa e ứng với
các là các endpoint của e. Vậy C phải chứa ít nhất
một endpoint của e.
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 40
Giải thuật Set Cover
Algorithm 1: (trường hợp uniform cost)
1. C = empty
2. while U is not empty
3. pick a set Si such that Si covers the most
elements in U
4. remove the new covered elements from U
5. C = C union Si
6. return C
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 41
Giải thuật Set Cover
• Trường hợp non-uniform cost
• Phươn pháp ương tự. Tại mỗi bước lặp, tah vì chọn tập
Si sao cho Si phủ nhiều nhất các phần tử chưa được phủ,
thì chọn tập Si có cost-effectiveness α nhỏ nhất, với α
được định nghĩa :
푐 푆
훼 = 푖
퐴푖 ∩ 푈
• Câu hỏi: tại sao chọn smallest α? Tạy sao định nghĩa α
như trên
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 42
Giải thuật Set Cover
Algorithm 2: (trường hợp non-uniform cost)
1. C = empty
2. while U is not empty
3. pick a set Si such that Si has the smallest α
4. for each new covered elements e in U
5. set price(e) = α
6. remove the new covered elements from U
7. C = C union Si
8. return C
Giải thuật nâng cao-Lý thuyết số 43
Giải thuật xấp xỉ cho Max-Cut
• Cho đồ thị 퐺 = 푉, 퐸 . Yêu cầu tách thành hai tập
đỉnh S, T sao cho số cạnh bị cắt (cut edge: một đỉnh
trong S, đỉnh kia trong T) là nhiều nhất
Giải thuật 2-approximation
1. S ← Ø , T ← V
2. Nếu chuyển một từ S sang T, hoặc ngược lại mà
làm tăng số cut edges, thì thực hiện chuyển nút.
Repeat 2.
3. Output số cut edges.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 44
Bài toán TSP
• Cho đồ thị 퐺 = 푉, 퐸 có trọng số, vô hướng. Từ
đỉnh bất kỳ đi đến mọi đỉnh khác và quay trở lại
đỉnh xuất phát với chi phí thấp nhất
1 1 2
30
2 1
20
3 4
3
• TSP thuộc lớp NP-complete
• Không tồn tại polynomial-time approximation
algorithm với constant approximation ratio.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 45
Bài toán TSP
• Có thể giải TSP theo 2 bước
• Tìm MST cho đồ thị đang xét
• Bắt đầu từ bất kỳ node và di chuyển trên các cung của
MST, và thêm cung tắt để đi khi cần.
red bold arcs
form a tour
start node
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 46
Bài toán TSP
• Thông thường, có thể giả thiết triangle inequality
đúng cho cost function c: E R xác định trên các
cung của đồ thị G=(V,E) :
v
cuw cuv + cvw for any u, v, w V
w
u
• Định lý:
If the cost function satisfies the triangle inequality,
then the algorithm for TSP
is a 2-approximation algorithm.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 47
Bài toán TSP
. Với e là cung trên tour, thì (triangle inequality), red bold arcs
5 of tour
c(e) c(f1)++c(fk)
Vd: c c + c 6
15 13 35 3
c c
23 23 1
. Mỗi cung của tree (**) là shortcut 4 start node
nhiều nhất hai lần. 2
Vd: cung tree 3-5 là shortcut bởi cung tour 1-5 và 5-6 .
. Nhận xét
푐표푠푡 푡푠푝 푡표푢푟 = 푐(푒) ≤ 2. 푐 푒
푒∈푇표푢푟 푒∈푀푆푇
= 2. 푐표푠푡(푀푆푇)
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 48
Bài toán TSP
Use Prim’s algorithm to get a
MST
a d
e
b f g
c
h
• Trọng số cạnh là khoảng cách giữa hai đỉnh
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 49
Bài toán TSP
Use Prim’s algorithm to get a
MST
a d Chọn “a”là root
e
Preorder tree walk
b f g
c a b c h d e f g
h
• Trọng số cạnh là khoảng cách giữa hai đỉnh
• Bất phương trình tam giác thỏa
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 50
Bài toán TSP
Use Prim’s algorithm to get a
MST
a d Chọn “a”là root
e
Preorder tree walk
b f g
c a b c h d e f g
h
The route là
• Tổng trọng số gấp đôi lời giải tối ưu
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 51
Bài toán TSP
• Giải thuật APPROX-TSP-1 là polynomial-time 2-
approximation algorithm.
• APPROX-TSP-TOUR là O(V2)
• C(MST) ≤ C(H*) H*: optimal soln
Optimal
C(W)=2C(MST) W: Preorder walk
Pre-order C(W)≤2C(H*)
C(H)≤C(W) H: approx soln &
Solution C(H)≤2C(H*) triangle inequality
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 52
Bài toán TSP
APPROX-TSP-2(G, c)
1. Select a vertex r Є V[G] to be root. O(1)
2. Compute a MST T for G from root O(n lg n)
r using Prim Alg.
3. Find a minimal-weight matching M O(n3)
for vertices of odd degree in T.
4. Find an Euler cycle C in G’ = (V, T U O(n2)
M).
5. L=list of vertices in preorder walk O(n)
of C.
6. return the Hamiltonian cycle H in
the order L.
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 53
Chu trình Hamilton
• Cho đồ thị 퐺 = 푉, 퐸 , tìm chu trình sao cho đi qua
mỗi đỉnh đúng một lần
• HAM-CYCLE trở thành Spanning Tree khi bỏ một
cạnh bất kỳ
• cost(MST) ≤ cost(min-HAM-CYCLE)
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 54
Tóm tắt
• Các khái niệm P, NP, NP-complete
• Giải thuật xấp xỉ với hệ số xấp xỉ
• Minh họa với các bài toán phủ đỉnh, TSP, chu trình
Hamilton
Giải thuật nâng cao-Giải thuật xấp xỉ 55
Các file đính kèm theo tài liệu này:
- bai_giang_giai_thuat_nang_cao_giai_thuat_xap_xi_ngo_quoc_vie.pdf