Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
Erfolgreiche ePaper selbst erstellen
Machen Sie aus Ihren PDF Publikationen ein blätterbares Flipbook mit unserer einzigartigen Google optimierten e-Paper Software.
6.5. GEOMETRISCHE ALGORITHMEN UND REELLE RAM 157<br />
erfolgt, wenn zu dem gegebenen Graphen G e<strong>in</strong> neuer Knoten a h<strong>in</strong>zugefügt<br />
und mit allen alten Knoten verbunden wird. Der neue Graph G ist genau dann<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
•<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
G<br />
a<br />
• <br />
• • <br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
•<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
<br />
•<br />
<br />
Graph G<br />
4-färbbar, wenn G 3-färbbar ist (denn a muß e<strong>in</strong>e andere Farbe haben als<br />
jeder Knoten x = a). Und die Konstruktion von G verlangt nur l<strong>in</strong>eare Zeit.<br />
2. Für planare Graphen ist 2-FÄRBBARKEIT ” leicht“ (denn das gilt für alle<br />
Graphen) und 4-FÄRBBARKEIT noch leichter: nach dem berühmten Satz ist<br />
jeder planare Graph 4-färbbar! Um so erstaunlicher ist die folgende Reduktion,<br />
die zeigt, dass PLANARE 3-FÄRBBARKEIT m<strong>in</strong>destens so schwierig ist wie<br />
allgeme<strong>in</strong>e 3-FÄRBBARKEIT:<br />
Reduktion: 3-FÄRBBARKEIT ⊳ PLANARE 3-FÄRBBARKEIT<br />
E<strong>in</strong>gabe: e<strong>in</strong> beliebiger Graph G.<br />
Den können wir immer <strong>in</strong> polynomialer Zeit <strong>in</strong> der Ebene repräsentieren (ohne zu<br />
verlangen, dass die Kanten sich nicht überschneiden). Genauer:<br />
1. für die n Knoten von G wählen wir (beliebig) n verschiedene Punkte der Ebene<br />
und<br />
2. die Kante (u, v) von G wird durch e<strong>in</strong>e L<strong>in</strong>ie von Punkt u nach v repräsentiert,<br />
so dass ke<strong>in</strong> Knoten außer u, v auf der L<strong>in</strong>ie liegt, und falls sich zwei L<strong>in</strong>ien<br />
außer e<strong>in</strong>em Knoten schneiden, liegt der Schnittpunkt auf ke<strong>in</strong>er weiteren<br />
L<strong>in</strong>ie des Graphen.<br />
E<strong>in</strong> Beispiel e<strong>in</strong>er solchen Repräsentation ist im Bild 6.1 gezeigt.<br />
Ausgabe: e<strong>in</strong> planarer Graph G ∗ , der genau dann 3-färbbar ist, wenn G 3-färbbar<br />
ist.<br />
Für die Konstruktion des Graphen G ∗ benutzen wir den Hilfsgraphen H <strong>in</strong> Abbildung<br />
6.2.<br />
Dieser Graph ist 3-färbbar, Abbildung 6.3 zeigt drei Beispiele von Färbungen mit<br />
den Farben 1, 2, 3.<br />
Lemma 1. Jede 3-Färbung von H färbt N und S mit denselben Farben, analog für<br />
O und W.<br />
Beweis. Nehmen wir an, dass N mit 1 und S mit 2 gefärbt wird. Wie wird der<br />
Mittelpunkt M gefärbt?<br />
Farbe 1: wählt man für die vertikalen Nachbarn von M die Farben 2 (oben) und 3<br />
(unten), dann bleibt für die horizontalen Nachbarn ke<strong>in</strong>e Farbe übrig (Bild (6.4a)).<br />
Färbt man dagegen beide vertikalen Nachbarn mit Farbe 3, so muß der rechte<br />
horizontale Nachbar die Farbe 2 erhalten, während der Knoten zwischen S und O<br />
die Farbe 1 erhalten muß. Dies erzw<strong>in</strong>gt die Farbe 2 für den Knoten O. Aber nun<br />
kann der Knoten zwischen N und O nicht mehr gefärbt werden (Bild (6.4b)).