Cas polynomiaux

Bien que les probl`emes color´es soient tr`es diff´erents des probl`emes classiques et en g´en´eral NP-difficiles, il existe des classes de graphes color´es pour lesquels de nombreux probl`emes sont polynomiaux.

4.2.3.1 Graphe color´e de span maximum 1 et Hypergraphe

Lorsque toutes les couleurs d’un graphe color´e sont de span 1 il correspond `a un hypergraphe dont l’ensemble de sommets est identique `a celui du graphe color´e. L’hypergraphe comporte une hyperarˆete pour chaque couleur, il s’agit de l’ensemble des sommets adjacents `a la couleur qui lui est associ´ee (Figure 4.10).

c1 c1 c1 c1 c2 c2 c2 c3 c3 c3 c4 c4 c4 c4

Fig. 4.10 – Transformation d’un graphe color´e en hypergraphe

Dans les hypergraphes, trouver un plus court st-chemin, une st-coupe minimum ou une coupe minimum est un probl`eme polynomial [Riz99].

La construction suivante met en ´evidence que les probl`emes 2-Color Disjoint Paths et 2- Minimum Overlapping Paths sont ´egalement polynomiaux (Figure 4.11).

Soit G = (V, E, C) un graphe color´e dont toutes les couleurs sont de span 1, un graphe H = (VH, EH) est construit dont chaque sommet repr´esente une couleur de C. Une arˆete connecte deux sommets de H si les couleurs qu’ils repr´esentent sont adjacentes dans G. Deux sommets s et t sont ajout´es ainsi que des arˆetes entre s (resp. t) et chaque sommet de H repr´esentant une couleur adjacente `a s (resp. t) dans G.

Deux st-chemins couleur-disjoints dans G sont simplement deux chemins sommet-disjoints entre s et t dans H. Inversement deux st-chemins sommet-disjoints dans H correspondent `a deux en- sembles de couleurs disjoints dans G. Comme chaque sommet de H repr´esente une composante

s t t s c1 _c 1 c1 c1 c2 c2 c2 c3 c3 c4 c4 c4 c4 c3

Fig. 4.11 – Transformation d’un graphe color´e de span maximum 1, les probl`emes MC-st-Path, MC-st-Cut, 2-CDP et 2-MOP se r´eduisent `a leurs ´equivalents en nombre de sommets dans un graphe classique.

connexe d’une couleur et que deux sommets sont adjacents dans H s’ils sont associ´es `a des couleurs adjacentes dans G, il est possible `a partir des deux ensembles de couleurs disjoints de reconstituer en temps polynomial deux chemins couleur-disjoints entre s et t. Il suffit pour cela de calculer un st-chemin dans chacun des deux sous-graphes induits par les deux ensembles de couleurs disjoints. Pour le probl`eme 2-MOP, notons que deux st-chemins passent n´ecessairement tous les deux par chaque sommet constituant une st-coupe de taille 1 en nombre de sommets.

Proposition 4.5 Lorsque toutes les couleurs sont de span 1, MC-st-Path, MC-st-Cut, MC- Cut, 2-CDP et 2-MOP sont polynomiaux.

Notons que cette proposition ´etend un r´esultat de [DS04a] pour MC-st-Path et 2-CDP, puisque le cas de couleurs en ´etoile, i.e. toutes les arˆetes d’une mˆeme couleur ont un mˆeme sommet en commun, est un cas particulier de couleur de span 1.

4.2.3.2 Coupe color´ee

Outre le cas o`u toutes les couleurs sont de span 1, le probl`eme Minimum Color Cut est polynomial lorsque le nombre d’arˆetes par couleur est born´e par une constante k.

Proposition 4.6 Lorsque chaque couleur contient au plus k arˆetes, pour une constante k ∈ N donn´ee, Minimum Color Cut peut ˆetre r´esolu en temps polynomial.

Preuve: Soient G = (V, E, C) un graphe color´e et S la valeur d’une coupe minimum au sens du nombre d’arˆete classique dans G. Alors la valeur d’une coupe color´ee minimum appartient `a [S/k, S] et la taille de l’ensemble d’arˆetes associ´e `a cette coupe color´ee appartient `a [S, kS]. Dans [Kar93], Karger montre qu’il existe au plus |V |2k coupes de taille comprise dans [S, kS] et pr´ecise de plus qu’elles peuvent ˆetre g´en´er´ees en temps polynomial.

Par cons´equent trouver une coupe minimum color´ee peut se faire en temps polynomial en ´enum´erant et ´evaluant chacune des coupes de nombre d’arˆete compris entre S et kS.

Notons que lorsque le degr´e color´e maximum du graphe est born´e, les probl`emes de coupe MC-Cut, MC-st-Cut et MC-Multi-Cut sont ´egalement polynomiaux, puisque tous les sous- ensembles de couleurs de taille inf´erieure `a la borne peuvent ˆetre ´enum´er´es en temps polynomial. 4.2.3.3 Nombre de couleur de span > 1 born´e

Il est possible d’´enum´erer en temps polynomial tous les sous ensembles de couleurs de span strictement sup´erieur `a 1 lorsque leur nombre est born´e. Une m´ethode polynomiale bas´ee sur cette

4.2. COMPLEXIT ´E DES PROBL `EMES COLOR ´ES 71

´enum´eration permet de r´esoudre les probl`emes Minimum Color st-Path, Minimum Color Cut et Minimum Color st-Cut. Pour cela construisons `a partir d’un graphe color´e G un graphe H = (VH, EH) inspir´e de la construction utilis´ee en section 4.2.3.1 (page 69).

Chaque sommet de H repr´esente une composante d’une couleur de C. Deux sommets de VH

sont reli´es par une arˆete de EH si les deux composantes associ´ees poss`edent un sommet en commun

dans G. Pour les probl`emes MC-st-Path et MC-st-Cut deux sommets s et t sont ajout´es `a VH et

une arˆete de EH connecte s (resp. t) `a un sommet v de VH si s (resp. t) appartient `a la composante

repr´esent´ee par v (Figure 4.12).

t

s

_s

_t

c1 c1 c1 c1 c1 c2 _c 2 c2 c2 c3 c3 c3 c4 c4 c4

Fig. 4.12 – Construction du graphe dont les sommets sont les composantes des couleurs d’un graphe color´e.

Pour les mˆemes raisons qu’en section 4.2.3.1, c’est `a dire que chaque sommet de H repr´esente un ensemble connexe de sommets et que deux sommets de H sont adjacents s’ils repr´esentent des composantes partageant au moins un sommet, il y a bien correspondance entre les st-coupes color´ees de G et les st-coupes en nombre de sommets de H, de mˆeme pour les deux autres probl`emes.

Nous pouvons maintenant d´ecrire la m´ethode de r´esolution. Nous effectuons un calcul dans H pour chaque sous-ensemble C′ _{de couleurs de span strictement sup´erieur `a 1. Pour cela nous}

attribuons un coˆut `a chaque sommet, il est nul pour les sommets associ´es aux couleurs de C′ _et

vaut 1 pour les autres sommets. Dans le graphe H muni de ces coˆuts, l’analogue classique du probl`eme color´e ´etudi´e est r´esolu, le coˆut de la solution ne d´epend pas des arˆetes utilis´ees mais des sommets travers´es. Au coˆut de la solution trouv´ee dans H, il faut ajouter |C′| pour obtenir une borne sup´erieure du coˆut en nombre de couleur de cette solution et de la solution optimale. C’est ce coˆut que nous utilisons dans la suite. Plusieurs cas sont `a ´etudier.

Supposons qu’il existe une couleur c de span strictement sup´erieur `a 1 qui n’appartient pas `a |C′| et dont au moins deux sommets correspondant sont utilis´es par la solution calcul´ee pour C′. Alors la solution trouv´ee pour l’ensemble C′ ∪ {c} est n´ecessairement de coˆut inf´erieur ou ´egal au coˆut de la solution obtenue pour C′_{. La solution associ´ee `a C}′ _{est en effet moins coˆuteuse avec les coˆuts}

correspondant `a l’ensemble de couleurs C′_{∪ {c}, ce qui fait au moins une solution moins coˆuteuse}

pour cet ensemble.

Supposons maintenant qu’un seul des sommets correspondant `a une couleur de span strictement sup´erieur `a 1 qui n’appartient pas `a C′soit utilis´e dans la solution associ´ee `a C′. Il est encore possible de trouver un ensemble de couleur, C′∪ {c}, dont la solution associ´ee est de coˆut inf´erieur. Sur la figure 4.13 avec C′ = {c5} le st-chemin utilisant les couleurs c2, c3 et c4 est de longueur 5 si seuls

les sommets de couleur c5 ont un coˆut nul, alors que celui utilisant les couleurs c1, c6 et c7 est de

coˆut 6. Par contre en consid´erant l’ensemble de couleurs C′= {c5, c1}, le chemin utilisant c1, c6 et

c7 est moins coˆuteux que l’autre.

Enfin, supposons qu’une couleur c appartienne `a C′ _{mais ne soit pas utilis´ee, alors la solution}

associ´ee `a l’ensemble C′<sub>− {c} est de coˆut inf´erieur ou ´egal `a celle obtenue pour C</sub>′_.

c1 c1 c2 c3 c4 c₅ c6 c7 t c₁ sc5

Fig. 4.13 – Le st-chemin color´e minimum est obtenu pour une r´epartition des coˆuts particuli´ere

d’apr`es ce qui pr´ec`ede, on peut supposer que toutes les couleurs de C∗ sont utilis´ees et qu’aucune couleur de span strictement sup´erieur `a 1 n’appartenant pas `a C∗ n’est utilis´ee dans la solution. Ainsi toutes les couleurs utilis´ees ne sont compt´ees qu’une seule fois dans le coˆut de la solution, les couleurs de span strictement sup´erieur `a 1 peuvent ˆetre utilis´ees autant de fois que n´ecessaire sans ˆetre compt´ees plusieurs fois et aucune couleur n’est compt´ee sans ˆetre utilis´ee. Cette solution obtenue dans H correspond `a l’ensemble de couleur C0∗qui est une solution au probl`eme color´e dans

G par construction de H.

Soit C₀opt une solution optimale du probl`eme color´e dans G dont l’ensemble de couleur de span strictement sup´erieur `a 1 est Copt_{. La r´esolution du probl`eme classique dans H dont les sommets}

sont de coˆut nul s’ils correspondent `a une couleur de Copt _{et de coˆut 1 sinon, donne une solution}

de coˆut |C₀opt|. En effet on sait qu’il existe une solution r´ealisable qui n’utilise que les sommets associ´es aux couleurs de |C₀opt|, et s’il en existe une de coˆut inf´erieur, alors on pourrait en d´eduire une solution color´ee dans G qui serait aussi de coˆut inf´erieur `a l’optimal, ce qui est impossible.

Ainsi on dispose d’une solution optimale dans G qui induit une solution de coˆut |C₀opt| dans H et d’une solution de coˆut minimum dans H ´egale `a |C₀∗|. Si |C₀opt| > |C₀∗| l’optimalit´e de C₀opt dans G est contredite et si |C₀opt| < |C∗

0| c’est l’optimalit´e de C∗0 dans H qui est contredite. Par cons´equent

C₀∗ est une solution optimale dans G, et elle a ´et´e obtenue en temps polynomial.

Proposition 4.7 Lorsque le nombre de couleur de span strictement sup´erieur `a 1 dans un graphe color´e est born´e par une constante k ∈ N, les probl`emes MC-st-Path, MC-st-Cut et MC-Cut sont polynomiaux.

Cette proposition peut s’´etendre au cas o`u le nombre de couleur de span sup´erieur `a 1 est born´e par p log |V | pour une constante p > 0 puisque qu’alors le nombre de sous-ensembles de ces couleurs est de l’ordre de |V |p _{= 2}plog |V |_{. Le nombre de calculs `a effectuer dans H est alors polynomial en}

|V |.

L’hypoth`ese que le nombre de couleur de span strictement sup´erieur `a 1 dans un r´eseau est born´e est fond´ee. En effet, dans les articles traitant de srrg les simulations sont toujours effectu´ees sur les mˆemes r´eseaux connus [DS04a], dont la figure 4.14 donne un exemple [TR04b]. Les srrg sont repr´esent´es par des couleurs, les arˆetes {1, 6} et {2, 6} par exemple appartiennent au mˆeme groupe de risque. Les groupes ne contenant qu’une seule arˆete ne sont pas indiqu´es. On constate que dans ce r´eseau multicolor´e tr`es peu de srrg (deux en fait) donnerons des couleurs de span sup´erieur `a 1 dans le graphe color´e. Il en est de mˆeme pour les autres r´eseaux couramment utilis´es (COST239, NJLATA [CSC02, DS04a], NSFNET [OSYZ95, Jau, YDA00]) dont certains sont pr´esent´es en annexe C.

4.2. COMPLEXIT ´E DES PROBL `EMES COLOR ´ES 73 1 2 3 5 4 7 6 9 11 19 20 15 12 8 10 13 14 18 17 22 21 23 24 16

Fig. 4.14 – Exemple de r´eseau utilis´e dans la litt´erature [TR04b, SYR05]

Dans le document Optimisation des réseaux de télécommunications : Réseaux multiniveaux, Tolérance aux pannes et Surveillance du trafic (Page 80-84)