A klikk probléma a gráfelmélet területén az NP-teljes problémák osztályába tartozik . Először Richard Karp fogalmazta meg 1972-ben . [egy]
Az irányítatlan gráfban a klikk csúcsok részhalmaza, amelyek mindegyikét a gráf egy éle köti össze. Más szóval, ez az eredeti gráf teljes részgráfja . A klikk méretét a benne lévő csúcsok számaként határozzuk meg. A klikk probléma két változatban létezik: a felismerési feladatban meg kell határozni, hogy van-e k méretű klikk egy adott G gráfban , míg egy számítási változatban meg kell találni egymaximális méretű klikket egy adott G gráfban. adott G gráf.
A klikk probléma NP-teljessége a független csúcshalmaz probléma NP-teljességéből következik. Könnyen kimutatható, hogy a k méretű klikk létezésének szükséges és elégséges feltétele egy legalább k méretű független halmaz jelenléte a gráf komplementerében. Ez nyilvánvaló, hiszen egy részgráf teljessége azt jelenti, hogy a komplementere nem tartalmaz éleket.
Az NP-teljesség másik bizonyítéka az Algoritmusok: Konstrukció és elemzés című könyvben található. [2]
Ami a többi NP-teljes problémát illeti, még nem találtak hatékony algoritmust egy adott méretű klikk megtalálására. Az összes lehetséges k méretű részgráf kimerítő keresése , annak ellenőrzése, hogy legalább az egyik teljes-e, nem hatékony, mivel az ilyen részgráfok száma egy v csúcsú gráfban megegyezik a binomiális együtthatóval .
Egy másik algoritmus a következőképpen működik: két n és m méretű klikket "összeragasztunk" egy nagy, n + m méretű klikkbe, és a gráf különálló csúcsa egy 1 méretű klikket feltételez. Az algoritmus leáll, amint már nem lehet több egyesítést végrehajtani. Ennek az algoritmusnak a futási ideje lineáris, de heurisztikus , mivel nem mindig vezet a maximális méretű klikk megtalálásához. Sikertelen befejezésre példa az az eset, amikor a maximális klikkhez tartozó csúcsok szétválnak és kisebb klikkekben vannak, és az utóbbiakat már nem lehet „összeragasztani”.
Bebizonyosodott, hogy a P és NP osztályok egyenlőtlenségének feltétele mellett nincs olyan polinomiális közelítési algoritmus , amelynek abszolút hibája tetszőleges . Tekintsünk egy u gráfot – egy gráf és egy méretklikk közvetlen szorzata . Nyilvánvaló, hogy a grafikon klikkszáma egyenlő lesz . Tegyük fel, hogy van egy közelítő algoritmus , amelynek abszolút hibája egyenlő . Ezután betápláljuk a gráfot bemenetként , és a feltétel mellett megkapjuk a . Legyenek olyan grafikonok klikkjei , ahol . Jegyezzük fel az egyenlőtlenség érvényességét, és cseréljük be a fenti egyenlőtlenségbe a következőképpen: . A transzformáció után megkapjuk a -t , ami azt jelenti, hogy létezik olyan, amely és ezért a klikkfeladat polinomiális időben megoldható, ami ellentmond a P és NP osztályok egyenlőtlenségi feltételének.
NP-teljes problémák | |
---|---|
A halmozás (csomagolás) maximalizálási problémája |
|
gráfelmélet halmazelmélet | |
Algoritmikus problémák | |
Logikai játékok és rejtvények | |