คำถามติดแท็ก graph-algorithms

พิจารณากราฟไม่มีทิศทางที่เชื่อมต่อกับน้ำหนักขอบที่ไม่ใช่เชิงลบและสองจุดที่โดดเด่นs,ts,ts,tเสื้อ ด้านล่างนี้เป็นปัญหาเกี่ยวกับเส้นทางที่เป็นรูปแบบต่อไปนี้ทั้งหมด: ค้นหาเส้นทางs−ts−ts-tเพื่อให้ฟังก์ชันของน้ำหนักขอบบนเส้นทางมีค่าน้อยที่สุด ในแง่นี้พวกเขาทั้งหมด "ญาติ" ของปัญหาเส้นทางที่สั้นที่สุด; ในตอนหลังฟังก์ชั่นเป็นเพียงผลรวม หมายเหตุ:เรากำลังมองหาเส้นทางง่ายๆนั่นคือไม่มีจุดยอดซ้ำ ๆ เนื่องจากฉันไม่พบชื่อมาตรฐานสำหรับปัญหาเหล่านี้ในวรรณคดีฉันจึงตั้งชื่อพวกเขาเอง เส้นทางที่มีช่องว่างน้ำหนักขั้นต่ำ:หาs−ts−ts-tเส้นทางดังกล่าวว่าความแตกต่างระหว่างที่ใหญ่ที่สุดและมีขนาดเล็กที่สุดน้ำหนักขอบบนเส้นทางที่เป็นขั้นต่ำ เส้นทางที่ลื่นที่สุด:ค้นหาเส้นทางs−ts−ts-tเช่นขนาดขั้นตอนที่ใหญ่ที่สุดบนเส้นทางคือขั้นต่ำโดยขนาดขั้นตอนคือค่าสัมบูรณ์ของความแตกต่างน้ำหนักระหว่างสองขอบต่อเนื่องกัน เส้นทางที่มีระดับความสูงต่ำสุด:ให้เรากำหนดระดับความสูงของเส้นทางด้วยผลรวมของขนาดขั้นตอนตามเส้นทาง (ดูคำจำกัดความของขนาดขั้นตอนข้างต้น) ค้นหาเส้นทางs−ts−ts-tมีระดับความสูงต่ำสุด เส้นทางที่มีน้ำหนักสูงสุดต่ำสุด:สมมติว่าน้ำหนักขอบทั้งหมดเป็นจำนวนเต็มบวกหาเส้นทางs−ts−ts-tเช่นนั้นน้ำหนักของมันจะเป็นจำนวนเฉพาะ หากมีเส้นทางดังกล่าวให้ค้นหาเส้นทางที่มีน้ำหนักเฉพาะขนาดเล็กที่สุดเท่าที่จะเป็นไปได้ คำถาม:สิ่งที่เป็นที่รู้จักเกี่ยวกับปัญหาเส้นทางเหล่านี้? (และคนอื่น ๆ ที่สามารถคิดในจิตวิญญาณที่คล้ายกันโดยใช้ฟังก์ชั่นที่แตกต่างของน้ำหนัก) โดยทั่วไปมีคำแนะนำใดที่หน้าที่ของน้ำหนักขอบสามารถลดลงในเวลาพหุนามและ NP- ยาก? หมายเหตุ:มันเป็นเรื่องที่น่าสนใจตัวอย่างเช่นในขณะที่ผลรวมของน้ำหนักนั้นง่ายต่อการย่อให้เล็กสุด (มันเป็นปัญหาเส้นทางที่สั้นที่สุดแบบคลาสสิก) แต่การลดน้ำหนักเฉลี่ยที่เกี่ยวข้องอย่างใกล้ชิดของน้ำหนักบนเส้นทางคือ NP-hard (กำหนดน้ำหนัก 2 ทุกขอบเหตุการณ์ที่เกิดขึ้นsssและtttและน้ำหนัก 1 ถึงคนอื่น ๆ ทั้งหมดจากนั้นเส้นทางนาทีน้ำหนักเฉลี่ยจะเป็นที่ยาวที่สุด. s−ts−ts-tเส้นทาง)

10 graph-theory  graph-algorithms  np-complete  polynomial-time 

จากกราฟ G1, G2 และ G3 เราต้องการทำการทดสอบ isomorphism F ระหว่าง G1 และ G2 รวมถึง G1 และ G3 ถ้า G2 และ G3 มีลักษณะคล้ายกันมากเช่นนั้น G3 จะเกิดขึ้นจากการลบหนึ่งโหนดและแทรกหนึ่งโหนดจาก G2 และเรามีผลลัพธ์ของ F (G1, G2) เราสามารถคำนวณ F (G1, G3) ได้โดยไม่ต้องคำนวณจากศูนย์ โดยขยายวิธีการที่ทันสมัยใด ๆ ที่มีอยู่? ตัวอย่างเช่นถ้า G2 ถูกสร้างโดยโหนด 2,3,4,5 และ G3 ถูกสร้างขึ้นโดยโหนด 3,4,5,6 เราสามารถใช้ผลของ F (G1, G2) เพื่อคำนวณ F …

10 graph-theory  graph-algorithms  graph-isomorphism 

แรงจูงใจ เมื่อวันก่อนฉันกำลังเดินทางไปรอบ ๆ เมืองด้วยระบบขนส่งสาธารณะและฉันสร้างปัญหากราฟที่น่าสนใจในการสร้างปัญหาในการค้นหาการเชื่อมต่อที่สั้นที่สุดระหว่างสองแห่ง เราทุกคนรู้ "ปัญหาเส้นทางที่สั้นที่สุด" แบบคลาสสิก: กำหนดกราฟกำกับมีความยาวขอบและสองจุดยอดค้นหาเส้นทางที่สั้นที่สุดระหว่างและ (เช่นเส้นทางที่ลดความยาวขอบทั้งหมด) สมมติว่าความยาวขอบที่ไม่เป็นลบนั้นมีอัลกอริทึมต่าง ๆ และปัญหานั้นง่ายw e ∈ R + 0 ,G = ( V, E)G=(V,E)G=(V,E)s , t ∈ V s tWอี∈ R+0,e ∈ Ewe∈R0+,e∈Ew_e\in\mathbb{R}_0^+,\,e\in Es , t ∈ Vs,t∈Vs,t\in Vsssเสื้อtt นี่เป็นแบบอย่างที่ดีสำหรับกรณีที่เรากำลังเดินเช่น จุดยอดเป็นทางแยกในเครือข่ายถนนของเราและแต่ละขอบมีความยาวคงที่ - เป็นเมตรเป็นต้น การตีความที่เป็นไปได้อีกอย่างของน้ำหนักขอบคือเวลาที่เราต้องเปลี่ยนจากจุดหนึ่งไปยังอีกจุดหนึ่ง นี่คือการตีความที่ฉันสนใจตอนนี้Wอีwew_e ปัญหา ตอนนี้ฉันต้องการสร้างแบบจำลองสถานการณ์ต่อไปนี้ ฉันต้องการที่จะเดินทางจากจุด A ไปยังจุด B ในเมืองผ่านการขนส่งสาธารณะและลดเวลา …

10 graph-algorithms  shortest-path 

ปล่อยให้เป็นกราฟที่ไม่ระบุทิศทางอย่างง่ายบนจุดยอดและขอบG=(V,E)G=(V,E)G=(V,E)nnnmmm ฉันพยายามที่จะกำหนดเวลาการทำงานที่คาดหวังของอัลกอริทึมของวิลสันสำหรับการสร้างต้นไม้ทอดแบบสุ่มของGที่นั่นมันแสดงให้เห็นว่าเป็นโดยที่คือเวลากดปุ่มหมายถึง :ที่:GGGO(τ)O(τ)O(\tau)ττ\tauτ=∑v∈Vπ(v)⋅H(u,v),τ=∑v∈Vπ(v)⋅H(u,v),\tau = \sum_{v \in V} \pi(v) \cdot H(u, v), ππ\piคือการแจกแจงแบบคงที่ ,π(v)=d(v)2mπ(v)=d(v)2m\pi(v)=\frac{d(v)}{2m} uuuเป็นจุดสุดยอดโดยพลการและ H(u,v)H(u,v)H(u,v)เป็นเวลาตี (AKA เวลาในการเข้าถึง ) คือจำนวนที่คาดหวังของขั้นตอนก่อนที่จะจุดสุดยอดมีการเข้าชมเริ่มต้นจากจุดสุดยอดยูvvvuuu ขอบเขตบนทั่วไปสำหรับเวลากดปุ่มหมายถึงอะไร และกราฟกรณีที่เลวร้ายที่สุดคือที่เพิ่มเวลาเฉลี่ยในการกดปุ่มให้สูงที่สุดคืออะไร?GGG เพื่อให้คำถามของฉันชัดเจนฉันไม่ต้องการการคำนวณหรือการพิสูจน์อย่างละเอียด (แม้ว่าพวกเขาอาจจะมีประโยชน์กับคนอื่นที่พบคำถามนี้ในอนาคต) สำหรับฉันเป็นการส่วนตัวการอ้างอิงก็เพียงพอแล้ว กระดาษกล่าวถึงอัลกอริทึมอื่นโดย Broderที่ทำงานในเวลาที่คาดว่าจะครอบคลุม (ครั้งแรกเมื่อมีการเยี่ยมชมจุดยอดทั้งหมด) จากนั้นมีการกล่าวว่าหมายถึงเวลาในการกดปุ่มนั้นน้อยกว่าเวลาที่ครอบคลุม อย่างไรก็ตามมันให้ขอบเขตของซีมโทติคสำหรับกราฟส่วนใหญ่ (กล่าวคือกราฟขยาย ) เพื่อเปรียบเทียบกับโดย Broder สำหรับกราฟส่วนใหญ่ (ที่มีคำจำกัดความครอบคลุมมากที่สุด )Θ(n)Θ(n)\Theta(n)Θ(nlogn)Θ(nlog⁡n)\Theta(n \log n) มันไม่ให้ตัวอย่างของกราฟที่เวลาเฉลี่ยที่ตีเป็นหนึ่งและเวลาปก3) ในขณะที่เรื่องนี้เป็นที่รู้กันว่าเป็นกรณีที่เลวร้ายที่สุดสำหรับหลังเขาไม่ได้พูดอะไรเกี่ยวกับกรณีที่เลวร้ายที่สุดของอดีต นี้จะหมายความว่ากรณีที่เลวร้ายที่สุดสำหรับขั้นตอนวิธีการของวิลสันอาจตกอยู่ที่ใดก็ได้ระหว่างและ3)Θ(n2)Θ(n2)\Theta(n^2)Θ(n3)Θ(n3)\Theta(n^3)O(n2)O(n2)O(n^2)O(n3)O(n3)O(n^3) มีการนำไปใช้งานของอัลกอรึทึมของ Wilson สองอย่างที่ฉันทราบ หนึ่งคือในBoost ห้องสมุดกราฟในขณะที่สองอยู่ในกราฟเครื่องมือ เอกสารของอดีตไม่ได้กล่าวถึงเวลาทำงานในขณะที่รัฐหลัง: เวลาทำงานปกติสำหรับกราฟสุ่มคือn)O(nlogn)O(nlog⁡n)O(n \log n) …

10 graph-theory  graph-algorithms  co.combinatorics  random-walks  analysis-of-algorithms 

ความซับซ้อนของปัญหาต่อไปนี้คืออะไร ( P? NP-hard?):∈∈\in การป้อนข้อมูล:กำกับวัฏจักรกราฟชุดของขอบย้อนหลังและโหนดที่แตกต่างกันสองและเสื้อD=(V,E)D=(V,E)D=(V,E)E′⊂V×VE′⊂V×VE'\subset V\times Vsssttt คำถาม: Letแสดงกราฟที่เกิดขึ้นจากการเพิ่มขอบจากE'มีเส้นทางง่าย ๆ จากถึงในที่ใช้อย่างน้อยหนึ่งขอบถอยหลัง?G=(V,E∪E′)G=(V,E∪E′)G=(V,E\cup E')DDDE′E′E'ssstttGGG หมายเหตุ: 0) เส้นทางแบบง่ายคือเส้นทางที่ไม่มีจุดสุดยอดซ้ำขอบด้านหลังเป็นขอบที่ขัดแย้งกับลำดับบางส่วนที่บ่งบอกถึงโดย DAG 1) ปัญหาเป็นเรื่องง่ายถ้าเราขอเส้นทางง่าย ๆ ที่จะใช้หนึ่งขอบย้อนหลัง (หรือจำนวนคงที่) โดยการลดลงเล็กน้อยเพื่อแก้ไขปัญหาเส้นทางที่แยกจากกันซึ่งยอมรับวิธีการแก้ปัญหาแบบ PTime อย่างง่ายใน DAG ( Perl และ Shiloach, JACM'78 ) 2) ปัญหาเส้นทางที่แยกออกจากกันนั้นเป็นปัญหาที่ทำให้สมบูรณ์ในกราฟทั่วไป ( Fortune et al., TCS'80 )

10 graph-algorithms  time-complexity  disjoint-paths 

ทำตามคำถามที่เทียบเท่ากับ NP-Completeeness (ดูคำถามน้ำหนักและคำถามที่กำกับ ) ฉันสงสัยว่าคุณสมบัติเหล่านี้ได้รับผลกระทบจากพารามิเตอร์อย่างไร ซึ่ง -hard ปัญหากราฟเป็น -Hard กราฟกำกับ แต่คงเวไนยพารามิเตอร์ในกราฟไม่มีทิศทาง?W [ 1 ]ยังไม่มีข้อความPยังไม่มีข้อความPNPW[ 1 ]W[1]W[1] ซึ่ง -hard ปัญหากราฟเป็น -Hard กราฟถ่วงน้ำหนัก แต่คงเวไนยพารามิเตอร์ในกราฟไม่ได้ชั่ง?W [ 1 ]ยังไม่มีข้อความPยังไม่มีข้อความPNPW[ 1 ]W[1]W[1] ตกลงดังนั้นเราจึงมีปัญหาที่ยากขึ้นในเวอร์ชันที่กำกับ น้ำหนักเท่าไหร่ พวกเขาสามารถทำให้ปัญหาที่กำหนดเป็นพารามิเตอร์ยากขึ้นได้หรือไม่

10 cc.complexity-theory  graph-algorithms  parameterized-complexity  fixed-parameter-tractable 

ต้นไม้ที่ทอดของกราฟเรียกว่าต้นไม้สมบูรณ์หากชุดใบของมันทำให้เกิดกราฟย่อยสมบูรณ์ในกราฟโฮสต์ จากกราฟ และเลขจำนวนเต็มkความซับซ้อนของการตัดสินใจว่าGมีต้นไม้สมบูรณ์ที่มีkมากที่สุดคือเท่าไหร่?GGGkkkGGGkkk เหตุผลในการถามคำถามนี้คือปัญหาที่สอดคล้องกันสำหรับ ต้นไม้อิสระ คือปัญหา NP-complete ที่นี่ต้นไม้อิสระเป็นต้นไม้ทอดซึ่งชุดของใบของมันเป็นชุดอิสระในกราฟโฮสต์ อีกเหตุผลคือคำถามนี้ (และคำตอบที่เกี่ยวข้อง) ปรากฎว่าต้นไม้ Spanning ทุกต้นของเป็นต้นไม้สมบูรณ์ถ้าหากGเป็นกราฟสมบูรณ์หรือรอบ GGGGGG

10 cc.complexity-theory  graph-theory  graph-algorithms 

ป.ร. ให้ครอบครัวของที่มากที่สุดnย่อยของ{ 1 , 2 , ... , n } ปิดสหภาพFเป็นอีกหนึ่งครอบครัวชุดCที่มีการตั้งค่าที่สามารถสร้างขึ้นโดยการสหภาพ 1 ชุดขึ้นในทุกF โดย| C | เราแสดงว่าจำนวนชุดในCFF\mathcal Fnnn{ 1 , 2 , … , n }{1,2,…,n}\{ 1, 2, \dots, n \}FF\mathcal FคC\mathcal CFF\mathcal F|C||C||\mathcal C|CC\mathcal C วิธีที่เร็วที่สุดในการคำนวณการปิดสหภาพคืออะไร ฉันได้แสดงความเท่าเทียมกันระหว่างการปิดสหภาพและแสดงรายการชุดอิสระสูงสุดทั้งหมดในกราฟสองฝ่ายดังนั้นเราจึงรู้ว่าการตัดสินใจขนาดของการปิดสหภาพคือ # P-complete แต่มีวิธีที่จะแสดงรายการทั้งหมดสูงสุดอิสระชุด (หรือชมรมสูงสุด) ในเวลาสำหรับกราฟที่มีnโหนดและม.ขอบ Tsukiyama et al, 2520 แต่นี่ไม่ใช่เฉพาะสำหรับกราฟสองฝ่ายO(|C|⋅nm)O(|C|⋅nm)O(|\mathcal C| \cdot …

10 co.combinatorics  graph-algorithms  clique  independence 

แก้ไขkสำหรับการใด ๆ ขนาดใหญ่พอที่เราต้องการที่จะติดป้ายย่อยทั้งหมดของขนาดว่าโดยจำนวนเต็มบวกจาก\} เราต้องการให้การติดฉลากนี้เป็นไปตามคุณสมบัติต่อไปนี้: มีชุดของจำนวนเต็ม stk≥5k≥5k\ge5nnn{1..n}{1..n}\{1..n\}n/kn/kn/k{1...T}{1...T}\{1...T\}SSS ถ้าย่อยของขนาดไม่ตัด (เช่นสหภาพของชุดเหล่านี้ทุกรูปแบบชุด ) แล้วผลรวมของป้ายชื่อของพวกเขาอยู่ในSkkkn/kn/kn/k{1..n}{1..n}\{1..n\}SSS มิฉะนั้นผลรวมของป้ายชื่อของพวกเขาไม่ได้อยู่ในSSSS มีและการติดฉลาก stหรือไม่?k≥5k≥5k\ge5T⋅|S|=O(1.99n)T⋅|S|=O(1.99n)T\cdot|S|=O(1.99^n) ตัวอย่างเช่นสำหรับใด ๆเราสามารถติดป้ายเซ็ตย่อยด้วยวิธีต่อไปนี้ แต่ละชุดย่อยมีบิตในจำนวนของตน: บิตแรกเท่ากับ iff ชุดย่อยมีบิตที่สองเท่ากับ iff ชุดย่อยมีฯลฯ มันง่ายที่จะเห็นว่ามีเพียงองค์ประกอบเดียวkkkT=2nT=2nT=2^nnnn111111111222SSS2n−12n−12^n-1 1 แต่ที่นี่T⋅|S|=Θ(2n)T⋅|S|=Θ(2n)T\cdot|S|=\Theta(2^n) ) เราทำได้ดีกว่านี้ไหม

10 ds.algorithms  graph-algorithms  it.information-theory  nt.number-theory  exp-time-algorithms 

สำหรับกราฟที่ไม่มีทิศทาง GGG และชุดที่กำหนด SSS ของจุดยอดสิ่งที่เป็นอัลกอริทึมที่เร็วที่สุดที่รู้จัก asymptotically สำหรับการค้นหาเส้นทางที่เรียบง่ายที่มีองค์ประกอบทั้งหมดของ SSS. ถ้าเราต้องการเส้นทางที่สั้นที่สุด

10 ds.algorithms  graph-algorithms  time-complexity 

ได้รับกราฟไม่ได้ชั่งภาพถ่ายและคอลเลกชันของคู่จุดสุดยอด ( k ≥ 2เป็นค่าคงที่) ค้นหาkยอด-เคล็ด (ยกเว้นแหล่งที่มา) เส้นทางจากsไปทีฉันเช่นนั้นลดความยาวของเส้นทางที่ยาวที่สุด( s , t1) , … , ( s , tk)(s,t1),…,(s,tk)(s,t_1),\dots,(s,t_k)k ≥ 2k≥2k\ge2kkksssเสื้อผมtit_i คำถาม:มีอัลกอริธึมเวลาพหุนามสำหรับปัญหาหรือไม่ ผลลัพธ์ที่เกี่ยวข้องบางส่วน: ถ้าไม่ได้รับการแก้ไขปัญหาคือปัญหาNP-hardแม้ว่าt 1 = ⋯ = t k ;kkkเสื้อ1= ⋯ = tkt1=⋯=tkt_1=\dots=t_k ถ้ากราฟป้อนข้อมูลมีน้ำหนักและแหล่งที่มาของเส้นทางไม่ตรงกันเช่นเส้นทางคือปัญหาคือปัญหาNP-hardแม้สำหรับk = 2 ;( s1, t1) , … , ( sk, tk)(s1,t1),…,(sk,tk)(s_1,t_1),\dots,(s_k,t_k)k = 2k=2k=2 ปัญหาที่มีวัตถุประสงค์แตกต่างกันคือลดผลรวมของความยาวเส้นทางคือ แก้ไขได้ด้วยอัลกอริธึมการไหลของต้นทุนต่ำสุดสำหรับแหล่งที่ตรงกัน NP-ยากสำหรับแหล่งที่มาประจวบไม่ใช่ทั่วไป …

10 ds.algorithms  graph-algorithms 

ฉันต้องการทราบว่ามีการศึกษาปัญหาง่าย ๆ ดังต่อไปนี้มาก่อนหรือไม่ ให้ G เป็นกริดที่ จำกัด (MxN) เป็นเซตย่อยของเซลล์ของ G ("crumbs") เศษเล็กเศษน้อยสองชิ้นถูกกล่าวว่าเชื่อมต่อกัน (ภายในเครื่อง) หากพิกัดของพวกเขาแตกต่างกันมากที่สุด (กล่าวคือถ้าวาดเป็นสี่เหลี่ยมพวกมันจะแบ่งมุมอย่างน้อยหนึ่งจุด) ตอนนี้เราสามารถลองเชื่อมต่อ crumbs (ชุดของมันโดยรวม) โดยการเรียงสับเปลี่ยนบรรทัดและคอลัมน์ของกริด กล่าวอีกนัยหนึ่งเป้าหมายคือการเกิดการเปลี่ยนแปลงของเส้นและการเรียงสับเปลี่ยนของคอลัมน์เพื่อให้เศษสองชิ้นใด ๆ ในตารางผลลัพธ์นั้นเชื่อมโยงกันด้วยห่วงโซ่ของเศษที่เชื่อมต่อ คำถาม: จะมีทางออกเสมอไหม? ฉันไม่ค่อยรู้วิธีการโจมตี สำหรับการขาดความคิดที่ดีกว่าฉันได้เขียนโปรแกรมดิบที่มองหาวิธีการแก้ปัญหาโดยกำลังดุร้าย (มันสร้างการเรียงสับเปลี่ยนแบบสุ่มและตรวจสอบว่าตารางผลลัพธ์มีการเชื่อมต่อ crumbs หรือไม่) โปรแกรมพบโซลูชั่นที่มีขนาดเล็กเสมอ (10x10 หรือ 7x14) กริดและกริดที่ใหญ่กว่านั้นชัดเจนว่าไม่สามารถเข้าถึงกลยุทธ์แบบง่าย ๆ ได้ (จะใช้เวลานานเกินกว่าจะสุ่มข้ามโซลูชัน) นี่คือตัวอย่างของตารางที่โปรแกรมแก้ไข: กริดเริ่มต้น (crumbs แสดงโดย X's, เซลล์ว่างเปล่าตามจุด): 0 1 2 3 4 5 6 …

10 ds.algorithms  graph-theory  graph-algorithms 

เมื่อกำหนดชุดของจุดในพื้นที่คาร์ทีเซียนแบบ 3 มิติฉันกำลังมองหาอัลกอริทึมที่จะเรียงลำดับจุดเหล่านี้เช่นว่าระยะทางแบบยุคลิดต่ำสุดระหว่างจุดสองจุดติดต่อกันจะถูกขยายให้ใหญ่สุด มันก็จะเป็นประโยชน์เช่นกันหากอัลกอริทึมนั้นมีแนวโน้มที่จะมีระยะทางแบบยุคลิดเฉลี่ยสูงกว่าระหว่างจุดต่อเนื่องกัน

10 graph-algorithms  cg.comp-geom  optimization 

มีอัลกอริธึมเวลาพหุนามในการค้นหา - ถ้ามี - แมงมุมที่ครอบคลุมของกราฟที่กำหนด ? แมงมุมเป็นต้นไม้ที่มีอย่างน้อยที่สุดหนึ่งโหนดที่มีระดับมากกว่า 2: ฉันรู้ว่าเงื่อนไขระดับต่างๆของG (โดยปกติคือขนาดของโหนดที่ใหญ่พอสมควร) รับประกันการมีอยู่ของแมงมุมที่ครอบคลุม แต่ฉันสงสัยว่ามีอัลกอริทึมสำหรับGโดยพลการหรือไม่ ขอบคุณ!GGG GGGGGG

10 ds.algorithms  reference-request  graph-theory  graph-algorithms 

มีจำนวนงานในปัญหาการคำนวณสำหรับคำสั่งบางส่วน (เช่นการรับรู้, จำนวนข้าม, การรับรู้กราฟเปรียบเทียบ, ฯลฯ ... ) ฉันอยากรู้ว่างานที่ทำเฉพาะกับโปรยทำอะไร ฉันได้ค้นหาไปรอบ ๆ และไม่พบงานที่คล้ายกันมากสำหรับขัดแตะ โดยเฉพาะอย่างยิ่งฉันสนใจว่ามีการตรวจสอบปัญหาขัดแตะต่อไปนี้: การรับรู้ของ Lattice: กำหนด DAG หรือคำสั่งบางส่วนในความเป็นจริงแล้วเป็น Lattice หรือไม่ การรับรู้กราฟเปรียบเทียบของ Lattice: กำหนดกราฟที่ไม่ได้บอกทิศทาง G ขอบของ G สามารถปรับได้เพื่อให้การวางแนวผลลัพธ์เป็น lattice หรือไม่? การพิจารณา / นับองค์ประกอบที่ลดลงของการเข้าร่วมของขัดแตะ การพิจารณาว่ามีการกระจายตาข่าย / โมดูล

10 ds.algorithms  reference-request  graph-algorithms  partial-order  order-theory