Edición de «Final del 01/08/18 (Algoritmos III)»

Final escrito de Paula Zabala. Eramos tres. 
Así que tampoco se confíen con que n grande <math>\Leftrightarrow</math> escrito.
A lo sumo será: n grande <math>\Rightarrow</math> escrito. 

= Enunciados =

== Ejercicio 1 ==
a) Nombrar las técnicas algorítmicas vistas en la materia.

b) Describir alguna de ellas

== Ejercicio 2 ==
Modificaciones del algoritmo de Dijkstra:

a) para contar el número de caminos mínimos de v a w

b) para que se elija el camino con el menor número de aristas.

== Ejercicio 3 ==

Dado un grafo G=(V,X) con una función de costo definida sobre sus airstas, <math> l: X \rightarrow R </math>. Probar que si <math>\exists e \in X</math> tal que <math>l(e) < l(e'), \forall e' \in X \backslash \{e\} </math>, entonces <math>e</math> pertenece a todo árbol generador mínimo de G<math></math>

== Ejercicio 4 ==

Un grafo G es coloreable en forma única si todo coloreo con <math>\chi(G)</math> colores induce la misma partición de los vértices. Mostarr si G es coloreable ne forma única el subgrafo inducido por dos conjuntos cualesquiera de la partición inducida dpor los <math>\chi(G)</math>-colores es un subgrafo conexo.

== Ejercicio 5 ==

Decidir si las siguientes afirmaciones son verdaderas o falsas. Justificar.

* a) Si todos los arcos de una rede tienen diferentes capacidades, la red tiene un único corte mínimo.
* b) Si se multiplican las capacidades de todos los arcos por <math>\lambda > 0</math>, el o los cortes mínimos no cambian.
* c) Si se multiplican las capacidades de todos los arcos por <math>\lambda > 0</math>, el valor del o de los cortes mínimos no cambia
* d) Si se suma a las capacidades de todos los arcos <math>\lambda > 0</math>, el o los cortes mínimos no cambia.
* e) Si se suma a las capacidades de todos los arcos <math>\lambda > 0</math>, el valor del o de los cortes mínimo no cambia.

== Ejercicio 6 ==

* a) ¿cuando un problema pertenece a la clase P?
* b) ¿cuando un problema pertenece a la clase NP?
* c) ¿cuando un problema pertenece a la clase NP-C?
* d) ¿Qué es una reducción polinomial de un problema de decisión <math>\Pi_1</math>a uno <math>\Pi_2</math>?
* e) Demostrar que el problema de conjunto independiente máximo (versión desición) pertenece a la clase NP.
* f) En la práctica, ¿cómo se demuestra que un problema pertenece a la clase NP-C? Justificar.
* g) Enunciar 5 problemas estudiados en la materia que sean P y 5 que sean NP-C.

= Soluciones =

== Ejercicio 3 ==
=== idea ===

Hacer un absurdo, suponer que existe un T Arbol Generador Mínimo que no contiene esa arista y luego mostrar que existe un árbol menor que la arista.

== Ejercicio 4 ==

Absurdo de nuevo.

Tomar dos conjuntos <math>A</math> y <math>B</math> de la partición inducida <math>P</math>. 

Suponer que no son conexos. 

Pero entonces se les puede asignar el mismo color pues entre ellos no hay adyacencias en el grafo original y con el resto de los vértices no hay problemas pues pertenecen a otro conjunto, es decir tenían otro color.

Entonces existe un coloreo que induce una partición <math>P'</math> tal que <math>A\cup B \in P'</math> pero <math>A\cup B \not\in P</math>, absurdo, la partición era única.

El absurdo provino de suponer que *no* son conexos ergo deben serlo.

== Ejercicio 5 ==

a) F
b) V
c) V
d) F
e) F
@@ Línea 15: / Línea 15: @@
 a) para contar el número de caminos mínimos de v a w
-b) para que de todos los caminos mínimos, se elija el de menor número de aristas.
+b) para que se elija el camino con el menor número de aristas.
 == Ejercicio 3 ==
@@ Línea 23: / Línea 23: @@
 == Ejercicio 4 ==
-Un grafo G es coloreable en forma única si todo coloreo con <math>\chi(G)</math> colores induce la misma partición de los vértices. Mostrar que si G es coloreable en forma única, el subgrafo inducido por dos conjuntos cualesquiera de la partición inducida por los <math>\chi(G)</math>-colores es un subgrafo conexo.
+Un grafo G es coloreable en forma única si todo coloreo con <math>\chi(G)</math> colores induce la misma partición de los vértices. Mostarr si G es coloreable ne forma única el subgrafo inducido por dos conjuntos cualesquiera de la partición inducida dpor los <math>\chi(G)</math>-colores es un subgrafo conexo.
 == Ejercicio 5 ==
@@ Línea 58: / Línea 58: @@
 Tomar dos conjuntos <math>A</math> y <math>B</math> de la partición inducida <math>P</math>.
-Suponer que no son conexos. Entonces ...
+Suponer que no son conexos.
-=== espero que bien ===
-Al no ser conexos, en el subgrafo inducido de <math>A</math> y <math>B</math> existen dos componentes conexas (como mínimo).
-Llamemoslas <math>C_1</math> <math>C_2</math>, además algunos vértices de  <math>C_1</math> caen en A y otros en B, y lo mismo con <math>C_2</math>.
-Entonces podemos elegir todos los nodos de <math>V(C_1) \cap A</math> y swapear sus colores con <math>V(C_2) \cap B</math>.
-Con lo cual, tenemos una coloración de mismo número cromático, que induce otra partición de los vértices.
-Un dibujo puede ayudar a visualizar:
-       -------
- A:  -/       \-       B:
-    /           \        -------
-   /     a(q)----\------/---d(p)\-
-  /               \   /     |     \
-  |               |  /      |      \
-  |      b(q)-----+--+------+      |
-  |               |  \             /
-  \               /   \           /
-   \     c(q)--------------e(p)/-
-    \           /        -------
-     -\       /-
-       -------
-A: tiene 3 vértices, a, b, c con color q y B tiene 2 (d, e) con color p.
-Si cambiamos c(q) y e(p) por c(p) y e(q), movimos el vértice c al conjunto B y el e al A.
-Con esto demostramos la contra recíproca: si el subgrafo inducido por dos conjuntos cualesquiera de la partición inducida por los <math>\chi(G)</math>-colores *no* es un subgrafo conexo; entonces el grafo original no es coloreable de forma única.
-=== mal resuelto ===
-(Como dice el título... esto está *mal* resuelto. Que no sean conexos *no* significa que no tengan aristas entre si y que por lo tanto se pueda usar el mismo color.
-Lo dejo por si alguien pensándolo comete la misma metida de pata.)
 Pero entonces se les puede asignar el mismo color pues entre ellos no hay adyacencias en el grafo original y con el resto de los vértices no hay problemas pues pertenecen a otro conjunto, es decir tenían otro color.
@@ Línea 108: / Línea 70: @@
 a) F
 b) V
-c) F
+c) V
 d) F
 e) F
-=== a ===
-[[Archivo:A.png]]
-<math>S=\{s\}, S'=\{s, a, b\}</math>
-<math>c(S) = 3, c(S') = 1+2 = 3</math>
-todas las aristas tienen distintas capacidades y sin embargo hay más de un corte mínimo.
-=== b,c  ===
-usando la definición, un corte mínimo S es aquel tal que <math>c(S) \leq c(S')</math> con <math>S'</math> cualquier otro corte mínimo.
-Entonces se puede escribir esta condición:
-<math> \sum\limits_{e \in SS_c} c(e) \leq \sum\limits_{e' \in S'S_c'} c(e') </math>
-con <math>S_c = V\backslash S</math> es decir, el complemento.
-si multiplicamos por una constante mayor que cero, no cambia nada:
-<math> \sum\limits_{e \in SS_c} \lambda c(e) \leq \sum\limits_{e' \in S'S_c'} \lambda  c(e') </math>
-por distributiva:
-<math> \lambda \sum\limits_{e \in SS_c} c(e) \leq \lambda \sum\limits_{e' \in S'S_c'} c(e') </math>
-por ser != 0
-<math> \sum\limits_{e \in SS_c} c(e) \leq \sum\limits_{e' \in S'S_c'} c(e') </math>
-Si bien, la desigualdad no cambia, el valor de cada corte mínimo, si.
-=== d, e ===
-Planteamos lo mismo que en b pero esta vez ...
-<math> \sum\limits_{e \in SS_c} c(e) + \lambda \leq \sum\limits_{e' \in S'S_c'} c(e') + \lambda </math>
-<math> \sum\limits_{e \in SS_c} c(e) + \sum\limits_{e \in SS_c} \lambda \leq \sum\limits_{e' \in S'S_c'} c(e') + \sum\limits_{e' \in S'S_c'} \lambda </math>
-es decir, se suman las constantes, tantas veces como aristas hay en los conjuntos <math>SS_c \text{y} S'S_c'</math> respectivamente.
-entonces podemos re escribir:
-<math> \sum\limits_{e \in SS_c} c(e) - \sum\limits_{e' \in S'S_c'} c(e') \leq |S'S_c'|\lambda - |SS_c|\lambda </math>
-si llamamos dc a la diferencias de las capacidades, a la parte izquierda de la inecuación:
-<math> \frac{\text{dc}}{\lambda} \leq |S'S_c'| - |SS_c| </math>
-Tenemos una condición para saber cuando un corte puede dejar de ser mínimo al sumar las capacidades por una constante mayor a 0.
-<math> \frac{\text{dc}}{\lambda} > |S'S_c'| - |SS_c| </math>
-es decir, si encontramos una constante que no compence la diferencia en capacidades vs la diferencia de aristas para un corte mínimo y algún otro corte cualquiera, vamos a tener un cambio en el orden y por lo tanto al menos <math>S</math> dejará de ser un corte mínimo.