Természettudományi Kar. Gyóni Dorottya. Matematika BSc Alkalmazott matematika szakirány Szakdolgozat. Kis-Benedek Ágnes

Átírás

1 Eötvös Loránd Tudományegyetem Természettudományi Kar Gyóni Dorottya Permutációk rendezése génmutációk vizsgálatához Matematika BSc Alkalmazott matematika szakirány Szakdolgozat Témavezető: Kis-Benedek Ágnes Operációkutatási Tanszék Budapest, 2014

2 Tartalomjegyzék Bevezető 1 1. Előjel nélküli permutációk rendezése Alapfogalmak approximációs algoritmus Töréspont gráf Éles felső korlát a fordítási távolságra Keresztezési gráf ,5-approximációs algoritmus Körfelbontás keresése Futásidő Előjeles permutációk Töréspont gráf Fordítási távolság Gátak Erődök Négyzetes algoritmus rendezésre H(π) összefüggő komponenseinek kiszámítása Gátak törlése Biztonságos fordítás keresése tájolt komponensben Futásidő Fordítási távolság kiszámítása lineáris időben Alkalmazás előjel nélküli permutációkra Az 1,5-approximációs algoritmus futásidejének javítása Genetikus algoritmus Algoritmusok összehasonlítása kísérletekkel Irodalomjegyzék 41 ii

3 Köszönetnyilvánítás,,A mutáció törzsfejlődésünk kulcsa. Ennek segítségével fejlődhettünk egysejtűekből bolygónk uralkodó fajává. A folyamat lassú. Normális esetben évezredeket vesz igénybe. Nagy ritkán azonban előfordul, hogy felgyorsulnak az események... 1 Ezúton szeretném megköszönni témavezetőmnek, Kis-Benedek Ágnesnek, hogy tanácsaival és útmutatásával nagymértékben hozzájárult ezen szakdolgozat elkészüléséhez. Hálás vagyok, amiért segített összeszedni és megérteni a szükséges szakirodalmat és figyelemmel kísérte dolgozatom készülését. Rengeteg motivációt köszönhetek öcsémnek, Gyóni Ákosnak, aki folyamatosan lelkesített és bíztatott, a szakdolgozatom elkészülését többször saját érdekei elé helyezte és majd egyszer tényleg szeretné megérteni, amit alkottam. Köszönöm a családom többi tagjának is támogatásukat, érdeklődésüket, és Anyának, hogy megdicsért, amikor sokat haladtam és színes ábrákkal tarkítottam dolgozatomat. Köszönöm barátaimnak, elsősorban Horváth Ákosnak, Kuti Péternek és Somogyi Crescenciának, hogy rendszeresen nyaggathattam őket problémáimmal és mindig igyekeztek segíteni nekem. 1 Bryan Singer (rendező, 2000): X-Men A kívülállók (film). 20th Century Fox iii

4 Bevezető A molekuláris evolúció kutatásában számos algoritmust alkalmaznak egy szövegben való keresésre, szerkesztésre, vagy rendezésre, elsősorban egyes gének, vagy fehérjék összehasonlítására, vizsgálatára. Például megnézhetjük, hogy két különböző faj ugyanazon fehérjéjének aminosavsorrendje mennyiben különbözik egymástól. Ilyen eljárásokkal vizsgálhatók egy kromoszómán végbemenő lokális mutációk, amik gének beillesztésével, törlésével vagy behelyettesítésével történnek. Mutáció viszont egyetlen génnél, vagy fehérjénél magasabb szinten is lejátszódhat. Ezeket nevezzük globális mutációk nak, melynek három típusa az inverzió, amikor a kromoszóma egy tetszőlegesen hosszú részlete megfordul, a transzlokáció, amikor két kromoszóma végei felcserélődnek, illetve transzpozíció, amikor két szomszédos részlet helyet cserél. A legtöbb organizmusban a kromoszóma szintű, globális mutációk jóval lassabban játszódnak le, mint a lokális mutációk. Ennek segítségével tehát össze tudunk hasonlítani olyan fajokat, melyek már nagyon régen szétváltak az evolúció során, sőt, arról is képet kaphatunk, hogy ez a szétválás mikor történt. A legtöbb élőlényben a leggyakrabban inverzió, vagy fordítás játszódik le, ráadásul az egy kromoszómával rendelkező szervezetekben (például a növények mitokondriális DNSében) ez a domináns mutáció, most csak ezzel a mutációtípussal fogunk foglalkozni. Így két génállomány összehasonlításánál azt keressük, hogy legkevesebb hány részlet átfordításával kaphatjuk meg az egyik génsorrendből a másikat. Ezt a számot hívjuk a két génállomány közötti fordítási távolságnak, ami azt mutatja meg, hogy hány mutáció zajlott le, amíg az egyik organizmusból a másik kifejlődött. Például két ismert baktérium, az Escherichia coli és a Salmonella typhimurium génsorrendjei csak egyetlen hosszú részlet megfordításában különböznek. Az 1 ábrán a Tobacco és a Lobelia fervens kloroplasztjának génsorrendje látható azon átfordítások feltehető sorrendjével, amivel a Lobelia fervens az evolúció során a dohányfélékből kialakult [1]. A biológiában fordítási távolságot kísérletekkel is szoktak mérni. Például egy baktérium plazmidján kialakulhat olyan génsorrend, ami ellenállóvá teszi egy antibiotikummal szemben. A baktériumokhoz hozzáadunk enzimeket, melyek átfordításokat végeznek a 1

5 BEVEZETŐ 2 1. ábra. Lobelia fervens kloroplaszt génállományának valszószínű kialakulása Tobaccoból. Valójában ha a génsorrendet előjel nélkül tekintjük, akkor a problémát négy fordítással meg lehetne oldani ( ), ám ha a géneket előjesen tekintjük, az ábrán mutatott fordítások sorrendje valóban a legrövidebb fordítási sorrendet ábrázolja. plazmid véletlenszerű részein. Tudjuk, hogy egy átfordítás mennyi idő alatt megy végbe, így miután hozzádtuk a baktériumtenyészethez az enzimet, különböző számú fordítás végbemenetele után hozzáadjuk az antibiotikumot is. Ha ezt követően az összes baktérium elpusztul, ennyi fordítás valószínűleg még nem volt elég a rezisztens génsorrend kialakulásához, de ha néhány baktérium életben marad, akkor ennyi fordítás elég hozzá. Mivel a legtöbb gén egyetlen másolatban szerepel a kromoszómában és a mutálódott géneket is könnyen lehet azonosítani, feltehetjük, hogy a gének megkülönböztethetőek, és különböző címkéket kaphatnak. Vagyis a géneket 1-től n-ig sorban beszámozzuk mielőtt a mutációk megtörténnének (ezt hívjuk identitásnak), majd a mutálódott kromoszómát az 1-től n-ig előforduló egész számok megfelelő permutációjával fogjuk ábrázolni. Azt fogjuk vizsgálni, hogy ezt a permutációt hány részlet átfordításával tudjuk az identitás permutációvá rendezni. A problémának létezik előjeles változata is. Előjeles permutációknak nevezzük az olyan permutációkat, ahol minden elem kap egy pozitív, vagy egy negatív előjelet. Ekkor egy ρ[i, j] fordítást úgy értelmezünk, hogy az [i, j] intervallumba eső elemek előjele is megváltozik. Például ha π = +5, 2, 4, +3, 1 és fordítást hajtunk végre a [2, 4] intervallumon, akkor az eredmény π ρ[2, 4] = +5, 3, +4, +2, 1. A fordításokkal való rendezés problémaköre ez esetben úgy módosul, hogy π-t akkor tekintjük rendezettnek, ha π i = i és π i előjele pozitív minden i-re. Előjeles esetben ezt fogjuk identitásnak nevezni. Egy előjeles permutáció jobban modellezi a DNS mutációját, ugyanis a DNS kétszálú és egy gén csak az egyik szálon aktív. Így, amikor a DNS egy részlete megfordul, az aktív rész átkerül a passzív szálra. A gének rendezése során pedig nem csak az a célunk, hogy a

6 BEVEZETŐ 3 géneket a megfelelő sorrendbe rakjuk, hanem az is, hogy az aktív részek a megfelelő szálra kerüljenek. Ezt előjeles permutációkkal remekül lehet modellezni. Adjunk pozitív előjelet egy tetszőleges számnak π-ben, például az 1-nek. Ezután minden i akkor és csak akkor kapjon negatív előjelet, ha az identitás és a π permutációból az 1. és az i. gén pontosan az egyikben vannak ugyanazon a szálon. A dolgozat első fejezetében az előjel nélküli permutációk fordítási sorrendjeit vizsgáljuk. Ennek pontos kiszámítása NP-nehéz [10]. Először adunk egy triviális alsó korlátot, majd egy valamivel erősebbet. Mutatunk éles felső korlátot is, mely határt nevezetesen a Gollan permutációk és inverzeik érik el. Fordításokkal való rendezésre adunk egy 1,5- approximációs algoritmust, melynek futásideje O(n 4 ). A 2. fejezetben az előjeles permutációkkal foglalkozunk. Ezeket a permutációkat átalakítjuk ekvivalens előjel nélküli permutációkká, és így az előző fejezetben bevezetett struktúrák itt is használhatóak, sőt, sokkal kezelhetőbbek, egyszerűbbek. Ezáltal az előjel nélküli permutációk fordítási távolságára megállapított korlát itt is érvényes, sőt, pontosan ki is számítható. Erre lineáris idejű algoritmust adunk, a pontos fordítási sorrend megadására pedig O(n 2 ) futásidejű algoritmust mutatunk be. Az előjeles permutációk problémaköre tehát egyszerűbben kezelhető. A harmadik fejezetben az itt elért eredményekkel javítjuk az előjel nélküli permutációknál bemutatott 1,5-approximációs algoritmus futásidejét O(n 4 )-ről O(n 2 )-re, majd genetikus algoritmus segítségével vezetjük vissza az előjel nélküli permutációk problémakörét előjelesekére.

7 1. fejezet Előjel nélküli permutációk rendezése 1.1. Alapfogalmak Definíció. A ρ permutáció az [i, j] intervallumon vett fordítás, ha ρ = 1, 2,..., i 1, j, j 1,..., i + 1, i, j + 1,..., n. Vegyük két n génből álló, egy kromoszómával rendelkező organizmus génsorrendjét, és ezeket jelöljük két permutációval: σ = σ 1 σ 2...σ n és τ = τ 1 τ 2...τ n, ahol σ i jelöli a σ permutációban előforduló i-edik elemet. Azt fogjuk vizsgálni, hogy a σ permutációt hány fordítás segítségével lehet a τ permutációvá alakítani. Vagyis keressük azt a legkisebb t számot, melyre σ ρ 1... ρ t = τ, ahol ρ i fordítás, i = 1,..., t. Vegyük észre, hogy a probléma ekvivalens azzal, hogy a π = τ 1 σ permutációt az identitás permutációvá alakítjuk. Tehát fordítások sorrendjét és fordítási távolságot elég egy tetszőleges permutáció és az identitás permutáció között vizsgálni Definíció. Egy π n elemből álló permutáció fordítási távolságán azt a legkisebb d(π) számot értjük, melyre π ρ 1... ρ d(π) = id n, ahol ρ i fordítás, i = 1,..., d(π). A fordítások generálják az S n csoportot. Bizonyított, hogy ha adott generátorok egy csoportja és egy π permutáció, akkor a generátorok közül a legkevesebbet kiválasztani úgy, hogy π-t kapjuk, NP-nehéz [8], sőt, PSPACE-teljes [2]. Az, hogy a fordítási távolság vagy a rendezéshez szükséges átlagos fordításszám kiszámítása NP-teljes-e, még nem ismert. A definíciók és a konstrukciók hatékonyabb megvalósításáért mostantól minden π = π 1 π 2...π n permutációnak tekintsük a kiterjesztett változatát úgy, hogy a permutációhoz hozzáveszünk egy π 0 = 0 és egy π n+1 = n + 1 elemet Definíció. Egy π permutációban töréspont van π i és π i+1 között (0 i n), ha π i π i+1 1. Egy π permutációban lévő töréspontok számát b(π) = b-vel jelöljük. 4

8 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE 5 A kiterjesztett π permutációt tekintve a definíció szerint tehát ha π 1 1, akkor π első eleme előtt, ha π n n, akkor π n-edik eleme után fordul elő töréspont. Egyedül az identitás permutációra teljesül, hogy a töréspontjainak száma nulla. Mivel egy fordítás legfeljebb két töréspontot tud egyszerre megszüntetni, az alábbi alsó korlát kézenfekvő Lemma. Tetszőleges π-re d(π) b(π)/ Definíció. Ha π i π j = 1, akkor π i és π j szomszédosak. Jelölés: π i π j Definíció. Egy ρ fordítást k-fordításnak nevezünk ( 2 k +2), ha egy adott π permutáción alkalmazva b(πρ) = b(π) k, azaz ρ k töréspontot küszöböl ki π-ben approximációs algoritmus Definíció. Egy π-ben lévő sáv π egy olyan maximális részintervalluma, ami nem tartalmaz töréspontot. Egy sávot növőnek nevezünk, ha a benne lévő számok egymás után növekednek, és csökkenőnek, ha a számok csökkennek. Egyetlen elemból álló sávot csökkenőnek nevezünk Lemma. Legyen π egy identitástól különböző permutáció, ami nem tartalmaz csökkenő sávot. Ekkor létezik olyan fordítás π-n, ami nem növeli a töréspontok számát, és a kapott permutáció tartalmaz egy legalább kettő hosszú csökkenő sávot. Bizonyítás. Mivel π-ben nincs csökkenő sáv, minden sáv növő, így legalább két elemből áll. Mivel π nem az identitás, tartalmaznia kell egy olyan sávot, aminek mindkét végén töréspont van. Ezt a sávot megfordítva nem növeljük a töréspontok számát, és létrehozunk egy csökkenő sávot Lemma. Legyen π egy olyan permutáció, amiben van csökkenő sáv. Ekkor π- ben létezik olyan fordítás, ami vagy csökkenti a töréspontok számát és hagy legalább egy csökkenő sávot, vagy 2-fordítás. Bizonyítás. Vegyük azt a csökkenő sávot, ami a csökkenő sávok elemei közül a legkisebb π i elemet tartalmazza. Természetesen π i a sáv jobb oldali végén található. π i+1 nem lehet π i 1, mert akkor a csökkenő sávhoz tartozna és nem lehet π i +1 sem, mert akkor π i növő sávhoz tartozna. Így π i és π i+1 között töréspont van. Hasonlóan belátható, hogy π i 1 és a közvetlen jobb oldali szomszédja között is töréspont van. Tegyük fel, hogy π i 1 π i -től jobbra helyezkedik el. Hajtsuk végre a ρ[π i+1, π i 1] fordítást. Így π i és π i 1 egymás mellé kerülnek, vagyis csökkentettük a töréspontok számát és a π i -t tartalmazó csökkenő

9 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE 6 Algorithm 1: ElőjelNélküliPermutációRendezése1(π) 1 while π-ben töréspont van do 2 if van olyan fordítás, ami csökkenti a töréspontok számát és hagy maga után csökkenő sávot then 3 hajtsuk végre azt; 4 else 5 találjunk 2-fordítást és hajtsuk végre; /* lemma */ 6 találjunk egy fordítást, mely nem növeli a töréspontok számát és hajtsuk végre; /* lemma */ 7 end sáv megmaradt, sőt, hosszabb lett. Ebben az esetben tehát találtunk egy olyan fordítást, amilyet kerestünk. Ha a fenti nem teljesül, akkor vegyük azt a csökkenő sávot, ami a legnagyobb π j elemet tartalmazza a csökkenő sávok elemei közül. Korábbiakhoz hasonlóan meggondolható, hogy π j és π j + 1 bal oldalán is töréspont van. Ha π j + 1 π j -től balra helyezkedik el, akkor a ρ[π j + 1, π j 1 ] fordítás csökkenti a töréspontok számát, és meghagyja a π j -t tartalmazó csökkenő sávot. Tehát ebben az esetben is kész vagyunk. Ha π i 1 π i -től balra helyezkedik el, akkor tudunk ugyan olyan fordítást találni, ami csökkenti a töréspontok számát, de nem biztos, hogy hagy maga után csökkenő sávot. Ugyanez a helyzet, ha π j + 1 π j jobb oldalán helyezkedik el. Ekkor, ha π j kívül esik a [π i 1, π i ] intervallumon, akkor a π i 1 jobb oldalán lévő elemmel kezdődő és π i -vel végződő intervallum fordításával csökkentenénk a töréspontok számát, és a π j -t tartalmazó csökkenő sáv megmaradna. Hasonlóan, ha π i esik a [π j, π j + 1] intervallumon kívül, akkor a π j -vel kezdődő és a közvetlenül π j + 1 előtti elemmel végződő fordítás megfelelő. Tegyük fel tehát, hogy a fent említett elemek a következő sorrendben helyezkednek el π-ben:..., π i 1,..., π j,..., π i,..., π j + 1,.... Legyen k egy elem π i és π j + 1 között. Ekkor ha k egy csökkenő sávba tartozik, a π i 1-et és π i -t egymás mellé hozó permutáció megfelelő. Ha k egy növő sáv tagja, akkor a π j -vel kezdődő és π j +1 előtt végződő fordítás csökkentené a töréspontokat és a k-t tartalmazó növő sávot csökkenővé alakítaná. Így ha van elem π i és π j + 1 között, akkor találunk megfelelő fordítást. Hasonlóan meg tudjuk oldani a problémát, ha π i 1 és π j között található elem, ekkor tehát készen vagyunk. Az egyetlen eset tehát, amikor nem biztos, hogy létezik olyan fordítás, ami csökkenti a töréspontok számát, de marad csökkenő sáv, az ha π j + 1 = π i+1 és π i 1 = π j 1, vagyis π =..., π i 1, π j,..., π i, π j + 1,.... Ekkor azonban a ρ[π j, π i ] fordítás két töréspontot is megszüntet, így egy 2-fordítás, vagyis ebben az esetben is kész vagyunk. Az és az lemmák bizonyításából az ElőjelNélküliPermutációRendezése1 algoritmus konkrét lépései kiolvashatók.

10 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE ábra. A π = permutáció töréspont gráfja ábra. G(π) egy körfelbontása ábra. G(π) egy másik körfelbontása. A π permutációra ennél jobb körfelbontás nem található, így c(π) = Tétel. [4] Az ElőjelNélküliPermutációRendezése1 algoritmus legfeljebb b(π) fordítást használ fel, amíg π-t az identitásba viszi. Tehát a feltétlenül szükséges fordításoknak legfeljebb kétszeresét használja. Bizonyítás. Az algoritmus 2. sorában egy fordítással legalább egy töréspontot, míg az 5. és a 6. sorában két fordítással két töréspontot csökkentünk. Így az elvégzett fordítások száma legfeljebb b(π) 2d(π) az lemma szerint Töréspont gráf Legyen G(π) egy élszínezett gráf n+2 csúccsal 0-tól n+1-ig számozva. Az i és j csúcsokat kék éllel kötjük össze, ha (i, j) töréspont π-ben és pirossal, ha i j, de i és j nem egymás után következnek π-ben. Ezt a G(π) gráfot nevezzük π töréspont gráf jának Definíció. G(π) körfelbontása C, mely maximális számú G(π)-beli éldiszjunkt alternáló kört tartalmaz. A C-beli körök számának maximumát c(π)-vel jelöljük. Egy π permutáció körfelbontása nem egyértelmű. Az 1.1 ábra a π = permutáció töréspont gráfját, az 1.2 és az 1.3 ábrák pedig két különböző körfelbontását szemléltetik Definíció. G(π) gráf egy körfelbontásában egy 4 hosszú alternáló kört (ami tehát két piros és két kék élt tartalmaz) rövid körnek, míg egy hosszabb kört hosszú körnek nevezünk.

11 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE ábra. (a) eset: π :..., i, j,..., i, j,... πρ :..., i, i,..., j, j,.... A π permutáción végzett 2-fordítás hatására G(π)-ben megszűnik egy rövid kör, így b(π, ρ) c(π, ρ) = ( 2) ( 1) = 1. (b) eset: π :..., i, j,..., i, k,... πρ :..., i, i,..., j, k,.... A π permutáció töréspontjain végzett 1-fordítás hatására G(π)-ben egy hosszú kör rövidebbé válik, így b(π, ρ) c(π, ρ) = ( 1) 0 = 1. Vegyük észre, hogy minden π-re G(π) minden csúcsába ugyanannyi kék és ugyanannyi piros él megy, ezért minden összefüggő komponensben van zárt alternáló Euler-séta, ezért minden maximális körfelbontás G(π) összes élét felhasználja. Tetszőleges gráfban maximum körfelbontást találni viszont NP-nehéz [10]. Legyen ρ egy tetszőleges fordítás. Használjuk a következő jelöléseket: G = G(πρ), b = b(πρ) és c = c(πρ). Legyen b = b(π, ρ) = b b a töréspontok, és c = c(π, ρ) = c c a körök számának növekedése a maximum körfelbontásban Tétel. [6] Bármely π permutációra és ρ fordításra b(π, ρ) c(π, ρ) 1. Bizonyítás. Vizsgáljuk meg, hogy egy ρ fordítás milyen hatással van a G(π) gráfra. Csak azokat az eseteket vizsgáljuk részletesen, amelyekkel a későbbiekben foglalkozni fogunk, a többi eset a lentiekhez hasonlóan meggondolható. Legyen ρ egy 2-fordítás. π :..., i, j,..., i }{{}, j,... πρ :..., i, i,..., j, j,..., ahol i i és j j. A G(π) gráfban i, j, j és i egy alternáló kört alkottak, míg G(πρ)- ban nem húzódik köztük él (1.4 ábra). Tehát egy 2-fordítás a töréspont gráfban egy rövid kör eliminálásának feleltethető meg, azaz a töréspontok száma kettővel, a diszjunkt körök száma pedig eggyel csökken, vagyis b(π, ρ) c(π, ρ) = ( 2) ( 1) = 1. Egy 1-fordítás: π :..., i, j,..., i }{{}, k,... πρ :..., i, i,..., j, k,..., ahol i i. Ekkor a hosszú kör, amiben i, i, k és j szerepelt, rövidebbé válik, vagyis egy töréspontot megszüntettünk, a körök száma pedig nem változott. (1.4 ábra.) Ekkor b(π, ρ) c(π, ρ) = ( 1) 0 = 1. (ρ úgy is lehetne 1-fordítás, ha két szomszédságot hozna létre, de közben egyet tönkretenne. Az egyenlőtlenség erre az esetre is fennáll, de kizárólag töréspontokon ható fordításokkal fogunk foglalkozni.)

12 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE ábra. Egy ρ 0-fordítás hatása a töréspont gárfra. π :..., i, j,..., k, l,... πρ :..., i, k,..., j, l,.... Az (a) esetben π-ben i, k, l, j egy körön vannak. Ekkor a [j, k] fordítás kettévágja ezt a kört, így b(π, ρ) c(π, ρ) = 0 1 = 1. A (b) esetben az érintett elemek i, j, k, l sorrendben vannak egy körön π-ben. Ekkor a fordítás hatására a kör átváltozik ugyan, de egyben marad, vagyis b(π, ρ) c(π, ρ) = 0 0 = 0. A (c) esetben viszont i, j és k, l különböző körökön vannak, azaz a ρ fordítás két körön hat. Ekkor a fordítást elvégezve ez a két kör egyesül. Ekkor b(π, ρ) c(π, ρ) = 0 ( 1) = 1. Ha ρ 0-fordítás, azaz a töréspontok száma nem változik (itt is csak olyan eseteket nézünk, ahol ρ töréspontokon hat): π :..., i, j,..., k, l,... πρ :..., i, k,..., j, l,..., }{{} ahol (i, j), (i, k), (l, k) és (l, j) között is töréspont van. A három esetet az 1.5 ábra mutatja be. Tehát a b(π) c(π) érték minden fordítás hatására legfeljebb eggyel változik, így finomíthatjuk az lemmában szereplő alsó korlátot Tétel. [6] Bármely π permutációra d(π) b(π) c(π) Éles felső korlát a fordítási távolságra Tetszőleges n hosszú permutációt lehet n 1 fordítással rendezni, ugyanis meg tudjuk csinálni, hogy az i-edik lépésben az i számot a helyére rakjuk a (π i, i) fordítással. Mutatunk egy olyan speciális permutációt, ami el is éri ezt a triviális felső korlátot Definíció. Gollan permutációnak hívjuk az alábbi ciklikus permutációt: { (1, 3, 5, 7,..., n 1, n,..., 8, 6, 4, 2), ha n páros γ n = (1, 3, 5, 7,..., n, n 1,..., 8, 6, 4, 2), ha n páratlan Belátható, hogy egy γ n Gollan permutáció töréspont gráfját legfeljebb két alternáló körre lehet felbontani, így az tételből d(γ n ) b(γ n ) c(γ n ) n = n 1. Másfelől viszont d(γ n ) n 1, így találtunk egy permutációt, melyre d(γ n ) = n 1. A γ 1 6 permutáció töréspont gráfja és egy körfelbontása az 1.6 ábrán látható Tétel. [6] (erős Gollan sejtés) Minden n-re egyedül a γ n és a γn 1 rendezéséhez kell n 1 fordítás. permutáció

13 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE ábra. A γ 1 6 = (315264) ciklikus Gollan permutáció körfelbontása Keresztezési gráf Ha (π i 1, π i ) és (π j, π j+1 ) töréspontok, akkor azt mondjuk, hogy egy ρ[i, j] fordítás a (π i 1, π i ) és (π j, π j+1 ) kék éleken hat. Ha ezek a kék élek ugyanazon a C körön vannak G(π) egy adott körfelbontásában, akkor azt mondjuk, hogy a ρ[i, j] fordítás a C körön hat. Ha p egy piros él G(π)-ben és egy ρ fordítás a C körfelbontásban p-vel szomszédos, azonos körön lévő kék éleken hat, akkor azt mondjuk, hogy ρ a p piros élen hat. Legyen C egy tetszőleges körfelbontása G(π)-nek. Ehhez konstruálunk egy H C (π) keresztezési gráf ot. Minden szomszédos π i 1 π i esetén vegyünk fel egy izolált csúcsot. Minden G(π)-beli piros élhez vegyünk fel egy-egy csúcsot, melyek a piros élen ható fordítást jelképezik. Egy u csúcs esetén jelöljük ezt a fordítást ρ u -val. Egy rövid körön történő fordításnak tehát két csúcs felel meg. π két eleme közül bal oldalinak nevezzük azt, amelyik hamarabb, és jobb oldalinak, amelyik később fordul elő π-ben. Egy kék él pozíciója a végpontjai közül a baloldali sorszáma π-ben. Legyen u egy csúcs H C (π)-ben. Legyen b p (u) és j p (u) az u-nak megfelelő piros él bal és jobb végpontjainak G(π)-beli pozíciója. Hasonlóan, b k (u) és j k (u) legyenek az u-nak megfelelő piros éllel szomszédos bal- és jobboldali kék élek pozíciója. u, v csúcsokat összekötjük H C (π)-ben, ha b p (u) < b p (v) < j p (u) < j p (v), vagy b p (v) < b p (u) < j p (v) < j p (u), vagy b k (u) < b k (v) < j k (u) < j k (v), vagy b k (v) < b k (u) < j k (v) < j k (u). Keresztezési gráfra egy példa az 1.7 ábrán látható.

14 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE ábra. A permutáció keresztezési gráfja. A töréspont gráfban a keresztezési gráfhoz használt körfelbontás éldiszjunkt köreit szaggatott és folytonos vonalak jelölik. A keresztezési gráfban a szürke csúcsok jelölik a tájolt csúcsokat ábra. A permutáción végrehajtottuk a (4, 5) piros élhez tartozó, azaz a [2, 5] intervallumon ható fordítást, így a permutációt kaptuk. Az töréspont gráf körfelbontásában a szaggatott, illetve a folytonos élek tartoznak egy körhöz. Az új permutáció keresztezési gráfja az lemma szerint könnyen előállítható az eredeti permutáció keresztezési gráfjából Definíció. Két G(π)-beli piros él keresztezi egymást, ha a nekik megfelelő csúcsok össze vannak kötve H C (π)-ben. C, D C, C D körök keresztezik egymást, ha léteznek p 1 C és p 2 D piros élek, melyek keresztezik egymást Definíció. Egy G(π)-beli p piros élt tájoltnak nevezünk, ha egy adott körfelbontásban a p-n ható fordítás 1-, vagy 2-fordítás. Egy kört tájoltnak hívunk, ha létezik rajta 1-, vagy 2-fordítás, különben tájolatlan. Egy csúcs tájolt, ha tájolt piros élnek felel meg H C (π)-ben. Ha tájolatlan piros élhez, vagy szomszédsági viszonyhoz tartozik, akkor a csúcsot tájolatlannak nevezzük. A következő lemma megmutatja, hogyan változik meg a keresztezési gráf egy fordítás hatására Lemma. [12] Legyen u egy C körhöz tartozó H C (π)-beli csúcs. Ekkor H C (πρ u ) a következő lépésekkel állítható elő H C (π)-ből: Egy v csúcs tájoltsága akkor és csak akkor változik meg, ha {u, v} él H C (π)-ben. Minden v, w H C (π)-beli csúcspárra, melyre {u, v} és {u, w} élek H C (π)-ben, {v, w} akkor és csak akkor lesz él H C (πρ u )-ban, ha nem volt él H C (π)-ben.

15 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE 12 Ha u tájolt H C (π)-ben, akkor legyen izolált tájolatlan csúcs H C (πρ u )-ban. Tehát ha π-n végrehajtjuk a ρ u fordítást, akkor H C (πρ u )-t úgy kapjuk H C (π)- ből, hogy az u-val szomszédos csúcsok tájoltságát megváltoztatjuk, az u-val szomszédos csúcspárok szomszédságát megváltoztatjuk, és ha u tájolt volt H C (π)-ben, akkor izolált tájolatlan csúcsot csinálunk belőle, ha tájolatlan volt, akkor úgy hagyjuk. (1.8 ábra) Tehát egy ρ u fordítás egyedül az u-val azonos komponensben lévő csúcsokra van hatással Lemma. H C (π)-ben nincs olyan izolált csúcs, mely egy tájolatlan piros élhez tartozik. Bizonyítás. Tegyük fel indirekt, hogy v egy izolált tájolatlan csúcs, mely egy p tájolatlan piros élhez tartozik. Legyenek p végpontjai x és x π-beli elemek, melyekre x x, mivel piros éllel vannak összekötve. Ez a piros él egy C körből származik a körfelbontásban. Legyenek a vele szomszédos kék élek (x, y) és (x, z). Mivel v tájolatlan, π kétféleképpen nézhet ki: π =..., x, y,..., z, x,..., vagy π =..., y, x,..., x, z,.... Vegyünk egy eljárást, amely a töréspont gráf minden csúcsát végigjárja 0, 1,..., n, n+ 1 sorrendben. Ehhez végig kell mennünk a töréspont gráf minden piros élén, és néhány nem-élen a szomszédos elemek között. Ahhoz, hogy az x és x által meghatározott intervallumon belül a legkisebbhez eljussunk, egy olyan piros élen kell végigmennünk, ami keresztezi p-t. Ekkor viszont v nem izolált csúcs. Ha x és x között nincs elem, akkor viszont x és x egymás után jönnek π-ben, ám ekkor nincs v-hez tartozó piros él G(π)-ben Lemma. Egy G(π)-beli tájolatlan rövid kör keresztez egy másik kört G(π)-ben. Bizonyítás. Egy tájolatlan rövid kör élei nincsenek egymással összekötve H C (π)-ben. Az lemma szerint viszont a hozzájuk tartozó csúcsok nem lehetnek izoláltak H C (π)-ben, ezért van olyan piros él, és így kör is G(π)-ben, ami keresztezi a tájolatlan rövid kört. Mivel az identitás permutáció csak izolált tájolatlan csúcsokból áll, és az lemma szerint ez az egyetlen ilyen permutáció, a célunk, hogy π-t az identitás permutációvá alakítsuk, megegyezik azzal, hogy a keresztezési gráf éleit megszüntessük és minden csúcsot tájolatlanná változtassunk Definíció. H C (π) egy összefüggő komponensét tájoltnak hívjuk, ha tartalmaz tájolt csúcsot. Egynél több csúcsból álló, kizárólag tájolatlan csúcsot tartalmazó komponenseket tájolatlannak hívjuk. Izolált tájolatlan csúcs tájoltságát nem definiáljuk. Legyen A egy összefüggő komponens H C (π)-ben, és legyen v egy A-beli csúcs. Jelöljük A v -vel H C (πρ v ) A-beli csúcsokból álló részgráfját.

16 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE ábra. Bal oldalt egy első típusú, jobb oldalt pedig egy második típusú u csúcs látható az lemma bizonyításához. A szürkített csúcsok a tájolt csúcsok Lemma. Legyen A egy tájolt komponens H C (π)-ben. Ekkor A tartalmaz olyan tájolt u csúcsot, melyre A u minden komponense tájolt, vagy izolált csúcs. Bizonyítás. Tegyük fel indirekt, hogy minden A-beli u tájolt csúcsra A u tartalmaz tájolatlan komponenst. Ez a komponens legalább 2 csúcsból áll, így az lemma miatt minden tájolt A-beli u csúcsra léteznek különböző v és w csúcsok, melyekre az alábbiak közül az egyik teljesül: v és w mindketten tájoltak, {u, v} és {u, w} él A-ban és {v, w} nem él A-ban. (1.9 ábra) Ilyenkor u első típusú. v tájolt és w tájolatlan, {u, v} és {v, w} él A-ban és {u, w} nem él A-ban. (1.9 ábra) Ilyenkor u második típusú. Ez a v és w A u -ban ugyanahhoz a tájolatlan komponenshez tartoznak. Tehát A minden tájolt csúcsa első vagy második típusú. Legyen V t az A-beli tájolt csúcsok halmaza, és definiáljunk egy f : V t V t függvényt, melyre f(u) = v, ahol v a feljebb definiált v attól függően, hogy u első vagy második típusú. Egy adott u tájolt A- beli csúcsra definiáljunk egy sorozatot, ahol u 0 = u, u i+1 = f(u i ) i 0-ra. Ekkor, mivel a V t halmaz véges, ez a sorozat ciklikus, tehát léteznek legkisebb j és k egész számok (k 2), melyre u j = u j+k. Tegyük fel, hogy a ciklus tartalmaz egy 2. típusú u s csúcsot. Ekkor létezik tájolatlan w, hogy {u s+1, w} él és {u s, w} nem él A-ban. De mivel u s+2 A us+1 egy tájolatlan komponensében van, {u s+2, w}-nek élnek kell lennie A-ban. Hasonlóan {u s+3, w}, {u s+4, w},... is él A-ban. Ez ellentmondáshoz vezet, mivel u s = u s+k és {u s, w} nem él A-ban. Tehát a ciklusban minden csúcs első típusú. Legyen u s egy csúcs a ciklusban, tehát létezik w tájolt csúcs, melyre {u s, u s+1 }, {u s, w} élek, és {u s+1, w} nem él A-ban. De u s = u s+k és w A us+k 1 egy tájolatlan komponensében szerepel. Tehát {u s+k 1, w} él A-ban. Hasonlóan {u s+k 2, w}, {u s+k 3, w},... is él A-ban, de ez is ellentmondáshoz vezet, mivel {u s+1, w} nem él A-ban. Az tétel bizonyításában láttuk, hogy egy 2-fordítás kitöröl G(π)-ből egy rövid kört (1.4 ábra). Ekkor H C (π)-ben két izolált csúcs keletkezik. Tehát H C (πρ u )-ban az izolált csúcsok száma kettővel nő H C (π)-hez képest akkor és csak akkor, ha az u H C (π)- beli tájolt csúcs rövid körhöz tartozik G(π)-ben.

17 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE 14 Ebben a részben kizárólag olyan fordításokat veszünk figyelembe, melyek egy C C kör két töréspontján hatnak. Egy C körön ható ρ fordítás a C kört megszünteti, ha ρ 2-fordítás, lerövidíti, ha ρ 1-fordítás és nem változtat a hosszán, ha ρ 0-fordítás (1.4, 1.5 ábra). Ekkor tehát egy fordítás egy C-től küldönböző kört nem tehet hosszabbá, és két kört nem egyesíthet. Egy kört tehát csak úgy szüntethetünk meg, ha végrehajtunk rajta néhány 1-fordítást és végül egy 2-fordítást Definíció. Egy H C (π)-beli A összefüggő komponens eliminálási sorrendje H C (π)- beli u csúcsokhoz tartozó fordítások olyan sorozata, mely A-ból tájolatlan izolált csúcsokat készít Lemma. Minden csúcs, ami ugyanahhoz a C körhöz tartozik G(π)-ben, ugyanabban az összefüggő komponensben van H C (π)-ben. Bizonyítás. Tegyük fel indirekt, hogy két különböző H C (π)-beli komponens, A és B is tartalmaz legalább egy C C körhöz tartozó H C (π)-beli csúcsot. Vegyük A és B lehetséges eliminálási sorrendjeit. Mivel a C körön ható fordítás a többi kör éleit nem szünteti meg, van A-nak egy olyan eliminálási sorrendje, melyben egy C körhöz tartozó u csúcson végzünk utoljára fordítást. Ez a fordítás tehát a tájolatlan izolált csúcsok számát kettővel növeli. Láttuk, hogy ekkor ρ u 2-fordítás. Mivel az lemma szerint egy ρ u fordítás csak az u-t tartalmazó komponensre van hatással, ezt az eliminálást a B komponens eliminálása előtt is végrehajthatjuk. De ebben az esetben C nem lehet rövid kör, amikor ρ u -t végre szeretnénk hajtani, ami ellentmond annak, hogy ρ u 2-fordítás Lemma. Legyen A egy H C (π)-beli tájolt komponens, mely k különböző G(π)-beli körből származó csúcsokat tartalmaz. Ekkor A-nak létezik olyan eliminálási sorrendje, melyben van legalább k 2-fordítás, és a többi mind 1-fordítás. Bizonyítás. Az lemma szerint minden tájolt komponensben tudunk olyan fordítást végrehajtani, hogy ne keletkezzen tájolatlan komponens, így A-t tudjuk eliminálni úgy, hogy csak tájolt u csúcsokon hajtunk végre fordításokat. Egy kör eliminálásához végre kell hajtani egy 2-fordítást, így A eliminálási sorrendjében valóban lesz legalább k darab 2-fordítás Lemma. Legyen B egy H C (π)-beli tájolatlan komponens. Ekkor bármely B-beli v csúcsra B v tájolt komponensekből áll. Bizonyítás. Az lemma szerint ha B egy tetszőleges v csúcsán végrehajtuk egy ρ v fordítást, akkor a vele szomszédos csúcsok tájolása megváltozik, tehát az összes tájolt lesz H C (πρ v )-ben.

18 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE Lemma. Legyen B egy tájolatlan komponens H C (π)-ben, ami k különböző G(π)- beli körhöz tartozó csúcsokat tartalmaz. Ekkor létezik B-nek olyan eliminálási sorrendje, melyben csak egy 0-fordítás és legalább k darab 2-fordítás van, és az összes többi 1-fordítás. Bizonyítás. Az és az lemmákból következik Tétel. [12] Legyen C egy körfelbontása G(π)-nek. Ekkor H C (π)-beli csúcsoknak megfelelő fordításokkal π rendezhető b(π) C + U(C) fordítással, ahol C a C-ben lévő diszjunkt körök számát, és U(C) az H C (π)-ben lévő tájolatlan komponensek számát jelöli. Bizonyítás. Az és az lemmákból következik. A szükséges fordítások száma lehet, hogy csökkenthető, ha találunk egy jobb körfelbontást, vagy ha figyelembe vesszük az olyan fordításokat is, amik két különböző körön hatnak egyszerre ,5-approximációs algoritmus Definíció. Jelölje c 4 (π) a G(π) bármely maximum körfelbontásában található rövid, azaz 4-hosszú körök minimumát. Legyen c h (π) a G(π)-beli maximum körfelbontásokban található hosszú körök maximuma. Így d(π) b(π) c(π) b(π) c 4 (π) c h (π). Mivel minden hosszú körhöz legalább 3 rövid körökön kívüli kék él tartozik, így c h (π) 1 3 (b(π) 2c 4(π)). A kettőből látszik, hogy d(π) 2 3 b(π) 1 3 c 4(π) = 2 3 (b(π) 1 2 c 4(π)). Ebben a részben egy olyan algoritmust fogunk adni, ami legfeljebb b(π) 1 2 c 4(π) fordítást használ, így egy 1,5-approximációs algoritmust kapunk Körfelbontás keresése Az tételből következik, hogy minél több rövid kör van a körfelbontásban, annál kevesebb fordítással tudjuk rendezni π-t. Tehát most megpróbálunk olyan körfelbontást keresni, amiben sok rövid kör van. Készítsünk egy F (π) párosítási gráfot, melyben G(π) minden kék éle egy csúcs, és két csúcs akkor van összekötve, ha létezik rövid kör G(π)-ben, ami a hozzájuk tartozó mindkét kék élt tartalmazza. Tehát F (π) minden éle egy G(π)-beli rövid körnek felel meg. F (π)-ben tudunk M maximum párosítást keresni polinomiális időben, de az M-beli éleknek megfelelő rövid körök nem biztos, hogy éldiszjunktak, ugyanis lehet közös piros élük. Készítsünk M-ből egy új, L(M) létra gráf ot, aminek csúcsai az M-beli éleknek felelnek meg. Két csúcsot összekötünk, ha a nekik megfelelő köröknek van közös élük. Végiggondolható, hogy L(M) csak izolált pontokból és utakból áll.

19 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE ábra. Bal oldalon egy 3-hosszú, jobb oldalon pedig egy 2-hosszú tájolatlan létra látható. L(M)-ben izolált pontoknak megfelelő köröket független rövid kör öknek hívjuk, az utakon szereplő csúcsokhoz tartozó köröket létra kör öknek, az L(M)-ben utat képező körök összességét pedig létrának. Egy létrán belül az összes kör vagy tájolt, vagy tájolatlan, így egy létrát is nevezhetünk tájoltnak, vagy tájolatlannak. Tegyük fel, hogy L(M) z izolált pontot és y létra csúcsot tartalmaz ( M = y + z). Válasszuk be a körfelbontásba az összes független rövid kört és minden létrán minden második létra kört. Ezek a körök természetesen éldiszjunktak lesznek. Így F (π) egy maximális M párosítására található G(π)-nek egy körfelbontása, melyeben van legalább y 2 létra és z független rövid kör. Legyen ez a körfelbontás C. A C-beli rövid köröket kiválasztott rövid kör öknek nevezzük, míg G(π) azon éleit, melyek M-beli rövid körhöz tartoznak, de nem választottuk ki, tartalék élek Lemma. Legyen C C tájolatlan létra rövid kör. Ekkor a C-nek megfelelő H C (π)- beli csúcsokat tartalmazó komponensben vannak nem kiválasztott rövid körnek megfelelő csúcsok is. Bizonyítás. Legyen C egy tájolatlan létra kör C-ben. Tegyük fel, hogy a C-t tartalmazó létra legalább három másik rövid kört tartalmaz (1.10 ábra). Ekkor létezik egy másik kiválasztott D létra kör úgy, hogy két tartalék kék él csatlakozik C és D kék éleihez. (C és D szerepe felcserélhető.) Ezeket az éleket tartalmazó kör vagy körök keresztezik C-t vagy D-t. Ha csak D-t keresztezik, akkor a C-t keresztező köröknek (amiből az lemma szerint van legalább egy) D-t is kereszteznie kell. Így a C éleinek megfelelő csúcsok ugyanabban a komponensben vannak H C (π)-ben, mint a tartalék éleknek megfelelő csúcsok. Tegyük fel, hogy a C-t tartalmazó létra kettő hosszú (1.10 ábra). (Ebben az esetben C és a tartalék élek szerepe cserélhető fel.) Tegyük fel, hogy a tartalék kék éleket tartalmazó kör, vagy körök nem keresztezik C-t. Ekkor egy C-t keresztező körnek kereszteznie kell azt a kört, ami a létra tartalék piros élét tartalmazza. Így a C éleinek megfelelő csúcsok ugyanabban a H C (π)-beli komponensben vannak, mint a tartalék él Tétel. [12] π-t tudjuk rendezni legfeljebb b(π) 1 2 c 4(π) fordítással.

20 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE 17 Bizonyítás. Tegyük fel, hogy a kiválasztott C-beli rövid körök közül k tartozik tájolt komponenshez H C (π)-ben. Ekkor az lemma szerint a tájolt komponenseknek létezik eliminálási sorrendje, melyben legalább k darab 2-fordítás és a többi 1-fordítás. Legyen u darab tájolatlan komponens H C (π)-ben, melyek tartalmaznak nem kiválasztott rövid köröknek megfelelő csúcsokat. Tegyük fel, hogy összesen l darab C-beli kiválasztott rövid kört tartalmaznak. Ekkor az lemma szerint ezen komponenseknek létezik elminálási sorrendje, mely legalább l+u darab 2-fordítást és csak u darab 0-fordítást tartalmaz. Tegyük fel, hogy a maradék v tájolatlan komponens H C (π)-ben, melyek csak független kiválasztott rövid körökből állnak, m darab rövid körnek megfelelő csúcsot tartalmaznak. Ekkor ezen komponenseknek létezik eliminálási sorrendje, mely legalább m 2-fordítást és csak v 0-fordítást tartalmaz. rendezik. A fent leírt fordítások π-t legalább k+l+u+m 2-fordítással és csak u+v 0-fordítással Így legfeljebb b(π) k l m + v fordítás szükséges a permutáció rendezéséhez. De mivel k + l + m y 2 + z és v z 2, így k + l + m v y 2 + z v y 2 + z 2. Mivel y + z = M c 4 (π), y 2 + z 2 c 4(π) 2, vagyis legfeljebb b(π) 1 2 c 4(π) fordítást használtunk. Algorithm 2: Eliminálás(H C (π)) 1 foreach tájolatlan komponens do 2 Hajtsunk végre egy tetszőleges tájolatlan csúcsnak megfelelő fordítást; 3 end /* lemma */ 4 while H C (π)-ben van tájolt csúcs do 5 Keressünk egy v tájolt csúcsot H C (π)-ben, melyre H C (πρ v ) nem tartalmaz tájolatlan komponenst; /* lemma */ 6 Hajtsuk végre a ρ v fordítást; 7 end Tétel. Az Eliminálás algoritmus H C (π)-t O(n 4 ) időben eliminálja. Bizonyítás. Az algoritmus helyességét az és lemmák igazolják. A tájolatlan komponensek megtalálásához egyszer elég végigmennünk H C (π) csúcsain. Ez után minden alkalmas fordítás megtalálásához minden tájolt csúcsra ki kell próbálni a hozzá tartozó fordítást, legyártani az így kapható keresztezési gráfot, majd végignézni, hogy van-e benne tájolatlan komponens. Ezt O(n 3 ) időben lehet, így összességében az algoritmus O(n 4 ) futásidejű.

21 FEJEZET 1. ELŐJEL NÉLKÜLI PERMUTÁCIÓK RENDEZÉSE 18 Algorithm 3: ElőjelNélküliPermutációRendezése2(π) 1 Konstruáljuk meg F (π) párosítási gráfot ; 2 Keressünk M maximális párosítást F (π)-ben; 3 M-ből konstruáljunk C-t; 4 Konstruáljuk meg H C (π) keresztezési gráfot; 5 Eliminálás(H C (π)); Futásidő Az ElőjelNélküliPermutációRendezése2 algoritmus mutatja a végrehajtott lépéseket. A párosítási gráfot O(n) időben meg tudjuk konstruálni. Maximális párosítást egy gráfban O( V E 1 2 ) időben találunk. A párosítási gráfnak legfeljebb n éle és n csúcsa van, így M-et O(n 3 2 ) idő alatt tudjuk megtalálni. Körfelbontást O(n), keresztezési gráfot O(n 2 ) időben konstruálhatunk, mivel legfeljebb O(n 2 ) él van. Az Elminálás algoritmus O(n 4 ) időben talál H C (π)-ben eliminálási sorrendet (1.5.4 lemma). Így az algortmus futásideje O(n 4 ).

22 2. fejezet Előjeles permutációk Definíció. Legyen π = π 1,...π n az {1,..., n} halmaz egy permutációja. Ha minden 1 i n -re π i kap egy pozitív vagy egy negatív előjelet, π-t előjeles permutációnak nevezzük. Egy ρ[i, j] fordítást ez esetben úgy értelmezünk, hogy az [i, j] intervallumba eső elemek előjele is megváltozik. π-t akkor tekintjük rendezettnek, ha π i = i és π i előjele pozitív minden i-re. Ebben a fejezetben ezt fogjuk identitásnak nevezni Töréspont gráf Alakítsuk át az n elemből álló π előjeles permutációt egy 2n elemből álló π -re úgy, hogy +i helyére {2i 1, 2i}-t és i helyére {2i, 2i 1}-et írunk. Ekkor az n elemű előjeles permutációnál vett identitás megfelel a 2n elemű előjel nélküliével és egy π-n vett fordítás is modellezhető π -n. Ezért π -re vett alsó korlátok π-re is teljesülni fognak, speciálisan d(π) = d(π ) b(π ) c(π ), ahol d(π) a fordítási távolság, b(π ) a töréspontok száma π-ben, c(π ) pedig a G(π ) töréspont gráfban lévő maximális éldiszjunkt alternáló körök száma. Ahhoz, hogy a megfeleltetés visszafelé is egyértelmű legyen, π -n fordításokat csak töréspontokon keresztül engedhetünk meg. Ezzel a megszorítással a két permutáció ekvivalens. Egy előjeles permutáció töréspont gráfján a vele ekvivalens előjel nélküli permutáció töréspont gráfját fogjuk érteni, így c(π) = c(π ). Látszik, hogy b(π) = b(π ), vagyis d(π) b(π) c(π) az előjeles permutációkra is teljesül. Egy előjeles permutáció töréspontgráfjában minden csúcs foka vagy nulla, vagy kettő (2.1 ábra), a gráf tehát ez esetben jóval egyszerűbb, a körfelbontása pedig egyértelmű, ahogy H C (π) = H(π) is. Mivel itt minden csúcshoz legfeljebb egy piros él tartozik, könnyebben lehet definiálni, hogy mely csúcsok legyenek összekötve H(π)-ben, azaz hogy két él mikor keresztezi egymást. 19

23 FEJEZET 2. ELŐJELES PERMUTÁCIÓK ábra. A 3, +5, +4, +6, 2, 1 előjeles permutáció töréspont gráfja és keresztezési gráfja Definíció. (π i, π j ) és (π k, π t ) piros élek keresztezik egymást, ha az [i, j] és [k, t] intervallumok fedik egymást, de egyik sem tartalmazza a másikat. C 1 és C 2 körök keresztezik egymást, ha léteznek keresztező p 1 C 1 és p 2 C 2 piros élek Fordítási távolság Gátak Definíció. Legyen U π a H(π)-beli tájolatlan összefüggő komponensek halmaza. Legyenek π i1, π i2,..., π ik π elemeinek egy részhalmaza, melyek a tájolatlan komponensekben lévő csúcsoknak megfelelő G(π)-beli piros élek végpontjai. (Izolált csúcsot definíció szerint nem tekintettünk tájolatlan komponensnek.) Rendezzük őket egy CR ciklusba, ahol π ij π ij 1 -et követi 2 j k és π ik után π i1 jön. Egy U U π -re legyen E(U) {π i1, π i2,..., π ik } az U-beli élek végpontjainak halmaza Definíció. Egy U H(π)-beli tájolatlan komponens gát, ha E(U) elemei egymás után következnek CR-ben. Jelölje h(π) a gátak számát π-ben. Ha egy ρ fordítás egy K gáthoz tartozó piros élen hat, akkor azt mondjuk, hogy ρ a K gáton hat. Ha ρ két olyan törésponton hat, melyek két különböző, L és M gátakban találhatók, akkot ρ az L és M gátakon hat. Gátakra példát a 2.2 ábra mutat be Tétel. [13] Tetszőleges előjeles π permutációra d(π) b(π) c(π) + h(π). Bizonyítás. Tetszőleges ρ fordításra legyen h = h(π, ρ) = h(πρ) h(π). legfeljebb két gáton hat, h 2. Az tétel szerint (b c) { 1, 0, 1}. Mivel ρ Ha (b c) = 1, akkor ρ egy tájolt rövid körön hat, ezért nem szüntet meg egy gátat sem π-ben, így (b c + h) = 1. Ha (b c) = 0, akkor ρ egy körön hat, így legfeljebb egy gátat érint, vagyis h 1, és (b c + h) 1.

24 FEJEZET 2. ELŐJELES PERMUTÁCIÓK ábra. A π = +5, 7, +6, +8, +1, +3, +2, +4 előjeles permutáció töréspont gráfja és keresztezési gráfja. H(π)-beli komponenseket különböző típusú vonalak jelölik G(π)-ben, a tájolt csúcsat szürkével jelöltük H(π)-ben. A B komponens tájolt, így nem lehet gát. Az A komponens tájolatlan, de elemei nem következnek egymás után CR-ben, így A sem gát. π-ben a gátak száma egy, ez a gát pedig a C tájolatlan komponens. Ha (b c) = 1, akkor (b c + h) 1, mivel h 2 minden fordításra. Tehát tetszőleges ρ fordításra (b c + h) 1, vagyis egy fordítással a b(π) c(π) + h(π) értéket legfeljebb eggyel csökkenthetjük. Mivel az identitás permutációnál ez az érték nulla, ezért d(π) b(π) c(π) + h(π) Definíció. Egy ρ fordítás biztonságos, ha b(π) c(π) + h(π) = b(πρ) c(πρ) + h(πρ) + 1, azaz (b c + h) = Tétel. [13] H(π) minden tájolt K komponensében létezik biztonságos fordítás. Bizonyítás. Az lemma szerint H(π) bármely K tájolt komponensében létezik olyan tájolt u csúcs, hogy ρ u -t végrehajtva K tájolt komponensekre és izolált csúcsokra esik szét. Így ρ u a gátak számát nem változtatja meg. Mivel u tájolt csúcs, ezért ρ vagy 1-, vagy 2-fordítás. Így az 1.4 ábra szerint mindkét esetben (b c) = 1, amiből (b c+h) = 1, azaz ρ u biztonságos. Legyen U H(π)-beli tájolatlan csúcsok egy részhalmaza. Legyen min(u) = min{i π i E(U)} és max(u) = max{j π j E(U)}.

25 FEJEZET 2. ELŐJELES PERMUTÁCIÓK 22 Legyen U terjedelme T erj(u) = [min(u), max(u)]. Azt mondjuk, hogy H(π)-beli csúcsok egy U halmaza elválasztja az U és U csúcsok halmazát π-ben, ha létezik (π i, π j ) U-beli csúcsnak megfelelő piros él úgy, hogy T erj(u ) [i, j], de T erj(u ) [i, j] = ø. Definiáljunk U π -n egy π tartalmazási részbenrendezést, miszerint U, W U π -re U π W, ha T erj(u) T erj(w ). Azt mondjuk, hogy W fedi U-t U π -ben, ha U π W és nincs V U π, amire U π V π W Definíció. Az Ω π fedési gráf az U π halmaz csúcsaival és (U, W ) élekkel, ahol W fedi U-t. Tehát Ω π minden csúcsa egy H(π)-beli összefüggő tájolatlan komponensnek felel meg. Ω π levelei és izolált csúcsai gátak. Ha Ω π összefüggő, akkor a gyökere is lehet gát, ha nem választ el két másik gátat. Fedési gráfra példát a 2.3. ábra szemléltet Lemma. (Gátlevágás) Minden K gáton ható ρ fordítás levágja a K-nak megfelelő csúcsot a gráfról, azaz Ω πρ = Ω π \ K. Bizonyítás. Az lemma miatt egy K tájolatlan komponens bármely csúcsán történő fordítás K-t tájolt komponensekre bontja, így a K gát eltűnik, és több gát nem keletkezik, mivel a fordítás kizárólag a K komponensben lévő csúcsokat befolyásolja (1.4.3 lemma). Egy K U π gát véd egy U U π nemgátat, ha U π -ből törölve K-t U-ból gát lesz. Egy π-beli gát szupergát, ha véd egy U U π nemgátat, egyébként pedig egyszerű gát Lemma. Egy egyszerű gáton ható fordítás biztonságos. Bizonyítás. Egy gát tájolatlan komponens, így minden piros éle tájolatlan, ezért egy piros élén ható fordítás nem változtatja meg sem b(π), sem c(π) értékét, a gátak számát viszont eggyel csökkenti (2.2.7 lemma), és mivel K egyszerű, nem keletkezik új gát. Egy szupergáton ható fordítás viszont nem biztonságos, mivel egy nem gátat gáttá tesz, amivel (b c + h) = 0. Tehát meg kell vizsgálnunk, hogy létezik-e biztonságos fordítás akkor is, ha nincs egyszerű gát. Legyen L és M két gát π-ben. L és M legkisebb közös őse, mely ha L és M azonos komponensben nem választja el őket Ω π -ben, vannak Ω π -ben LKO L (M) := az L-et tartalmazó fa gyökere ha L és M különböző komponensben Ω π -ben, vannak Ω π -ben.

26 FEJEZET 2. ELŐJELES PERMUTÁCIÓK ábra. Az ábra (a) részén a π = +19, +1, +4, +6, +5, +7, +3, +2, +8, +10, +13, +12, +11, +14, +16, +15, +17, +9, +18 permutáció G(π) töréspont gráfja és az abból kapott Ω π fedési gráf látható. G(π) minden komponense tájolatlan, és az U, L, N, M komponensek gátak. π-n végrehajtunk egy ρ fordítást, mely egyesíti az L és az M gátakat, az így kapott új fedési gráfot ábrázolja az ábra (b) része. LKO L (M) = LKO M (L) = U és P (L, M) = {L, K, U, P, M}, így K és P komponensek tájolttá váltak, az L és az M komponensek pedig egyesültek és tájoltak lettek, így eltűntek Ω πρ -ból. πρ-ban tehát már csak az N és az U komponensek gátak. Legyen P L (M) az L-et és LKO L (M)-et összekötő egyértelmű út Ω π -ben. Legyen P (L, M) = P M (L) P L (M). Ha L és M azonos komponensben vannak Ω π -ben, akkor LKO L (M) = LKO M (L). Ha L gát az Ω π gyökere, akkor LKO L (M) = LKO M (L) = L és P (L, M) = P M (L) minden M gátra. Ω π (L, M) := P (L, M) összehúzása LKO L (M)-be, Ω π \ P (L, M), ha L és M azonos komponensben vannak Ω π -ben L és M különböző komponensben vannak Ω π -ben.

27 FEJEZET 2. ELŐJELES PERMUTÁCIÓK Lemma. (Gátegyesítés) Legyen π egy permutáció Ω π fedési gráffal és legyen ρ egy fordítás, mely két (különböző) π-beli L és M gáton hat. Ekkor Ω πρ = Ω π (L, M). Bizonyítás. Legyen C 1 az az L-beli és C 2 az az M-beli kör, melynek kék élein a ρ fordítás hat. Az 1.5 ábra (c) esete szerint ρ C 1 -et és C 2 -t egy tájolt C körré alakítja G(πρ)-ban. Könnyű belátni, hogy minden él, ami C 1 -et, vagy C 2 -t keresztezi G(π)-ben, keresztezi C-t is G(πρ)-ban. Így ρ az L és M gátakat π-ben tájolt komponens részeivé alakítja πρ-ban, ezért L és M eltűnnek Ω πρ -ból. Ha L és M egy összefüggő komponensben vannak Ω π -ben, akkor minden tájolatlan komponensnek P (L, M) \ LKO L (M)-ből létezik legalább egy piros éle, ami keresztezi C-t. (2.3 ábra.) Tehát az összes ilyen komponens π-ben egy tájolt komponens részévé ( ) válik πρ-ban, ezért eltűnik Ω πρ -ból. Minden U π \ P (L, M) \ LKO L (M) -beli komponens tájolatlan marad πρ-ban, és minden komponens, amit egy P (L, M)-beli csúcs véd Ω π -ben, LKO L (M) fog védeni Ω πρ -ban, így egy ρ fordítás valóban egy összehúzás Ω π -ben. Ha L és M különböző komponensben voltak Ω π -ben, akkor minden P (L, M)-beli komponensnek létezik legalább egy piros éle, ami keresztezi C-t, így ezek valóban eltűnnek Ω πρ -ból. azokat. Ha egy ρ fordítás két különböző L és M gáton hat, akkor azt mondjuk, hogy egyesíti Használjuk az U < W jelölést az olyan gátakra, melyekre max(u) < max(w ). Rendezzük a π-beli gátakat eszerint: U 1 <... < U l = L <... < U m = M <... < U h(π) és legyen BENT (L, M) = {U i : l < i < m} és KINT (L, M) = {U i : i / [i, m]} Lemma. Legyen ρ olyan fordítás, ami egyesíti az L és az M gátat π-ben. Ha BENT (L, M) és KINT (L, M) halmazok nemüresek, akkor ρ biztonságos. Bizonyítás. ρ két tájolatlan komponensen hat, így a töréspontok száma nem változik. Mivel két különböző körön hat, c = 1 (1.5 ábra (c) eset). A lemma szerint ρ kitörli az L és M gátakat Ω π -ből, azaz a gátak száma kettővel csökken. Ha ρ nem hoz létre új gátat, akkor tehát biztonságos. Legyen U BENT (L, M) és U KINT (L, M). Természetesen U és U csúcsok maradnak Ω πρ -ban is. Tegyük fel indirekt, hogy ρ egy H(π)-beli nemgát K komponensből gátat csinál H(πρ)-ban. Ebben az esetben K nem választhatja el L-et és M-et π-ben, különben K P (L, M) fennállna, így H(πρ)-ban K kitörlődne (2.2.9 lemma). Feltehetjük, hogy L < U < M. Ha K levél vagy izolált csúcs lett Ω πρ -ban, akkor vagy L π K, vagy M π K teljesül, különben K gát lenne π-ben is. Mivel K nem választja el L-et és M-et π-ben, mind a kettőnek teljesülnie kell. Mivel U L és M között van, U π K, ezért U πρ K is teljesül, ami ellentmond annak, hogy K levél Ω πρ -ban. Ha K Ω πρ gyökere lett, akkor vagy L, M π K, vagy L, M π K, különben K P (L, M) \ LKO L (M) teljesülne és K kitörlődne πρ-ból. Ha L, M π K, akkor L <