Grafo k-aresta-conexo
Na teoria dos grafos, um grafo é k-aresta-conexo se ele permanece conexo mesmo que (menos que) k arestas sejam retiradas.
A aresta-conectividade de um grafo é o maior k para que um grafo é k-aresta-conexo.
Definição Formal
[editar | editar código-fonte]Seja um grafo arbitrário. Se um subgrafo é conexo para todo onde , então G é k-aresta-conexo.
Grau de relação do mínimo vértice
[editar | editar código-fonte]O mínimo grau de vértice dá um limite trivial de ponta para aresta-conexa. Isto é, se um grafo é k-aresta-conexo então é necessário que k ≤ δ(G)), onde δ(G) é o grau mínimo de qualquer vértice v ∈ V. Obviamente, deletando todas arestas incidentes ao vértice, v, iria então desconexar v do grafo.
Aspectos Computacionais
[editar | editar código-fonte]Existe um algoritmo de tempo polinomial que determina o maior k para que um grafo G é k-arestas-conexo. Um simples algoritmo poderia, para cada par (u,v), determina o grau máximo de u para v com capacidade de todas as arestas em G igualando a 1 para ambas direções. O grafo é k-arestas-conexo se somente se o grau máximo de u para v é no mínimo k para qualquer par (u,v), então k é no mínimo u-v-grau entre todos (u,v).
Se n é o número de vértices do grafo, este simples algoritmo iria ter um tempo de interações no máximo grau do problema, que pode ser resolvido com tempo de . Por isso, a complexidade do algoritmo descrito é de no total.
Um algoritmo improvisado vai resolver o máximo grau do problema para cada par (u,v) onde u é arbitrariamente fixado enquanto v varia todos os vértices. Essa redução tem complexidade de , se o corte da capacidade menos que k existir, esse é o limite para separar u de outros vértices. Pode ser usado para improvisar mais pelo algoritmo de Gabow que corre no pior caso em tempo.[1]
Um problema relacionado: Achar o mínimo subgrafo k-arestas-conexo de G (ou seja: selecionar poucas possíveis arestas em G que sua seleção é k-arestas-conexo) é NP-difícil para .[2]