Composantes bi-connexes

Consid´erons maintenant un grapheG= (V, E). Ce graphe est ditconnexe s’il existe un chemin entre chaque paire de ses sommets. Si ce n’est pas le cas, chaque sous-graphe maximal connexe de G est une composante connexe de G, i.e. il existe un chemin entre chaque paire de sommets d’une mˆeme composante connexe mais il n’existe aucun chemin reliant un sommet d’une de ces composantes avec un sommet d’une autre de ces composantes.Gest ditbi-connexe(ou2-connexe) si le graphe induit par l’ensemble de ses sommetsV moins un sommet quelconque est connexe :∀v∈V, G[V \ {v}]est connexe.

Un sommetvdont la suppression d´econnecte le graphe est appel´esommet articulation.

Soit SA l’ensemble des sommets d’articulation deG. Les composantes connexes deG[V \ SA] sont appel´ees composantes bi-connexesde G.

Dans cette section, nous allons montrer comment on peut ´etendre le concept de bi-connexit´e aux hypergraphes. Ceci nous permettra de d´ecomposer r´ecursivement un hy-pergraphe en composantes bi-connexes. Nous appellerons blocs les composantes connexes du dernier niveau de d´ecomposition. Ceci sera effectu´e de fa¸con `a ce qu’il existe un sup-port tel que les blocs de l’hypergraphe correspondent aux composantes bi-connexes de ce support. Commen¸cons par donner quelques d´efinitions utiles.

Soit un hypergrapheH = (V, A)et un sous-ensemble de ses sommetsV⁰ ⊂V. L’hyper-grapheinduitparV⁰estH[V⁰] = (V⁰, A[V⁰])avecA[V⁰] ={h∩V⁰;h∈A}\{∅,{v};v∈V}.

A[V⁰]contient les hyperarˆetes deH auxquelles on a enlev´e les sommets n’apparaissant pas dansV⁰(si une hyperarˆete ainsi construite est vide, ou ne contient qu’un seul sommet, elle est supprim´ee). La figure 3.7.a montre un exemple d’hypergraphe induit. L’hypergraphe restreintparV⁰est quant `a lui d´efini parH|V⁰ = (V⁰, A|V⁰)avecA|V⁰ ={h∈A;h⊆V⁰}.

La figure 3.7.b en donne un exemple. On peut d´ej`a remarquer que sihest planaire,H[V⁰] ne l’est pas forc´ement alors que H|V⁰ l’est forc´ement.

La s´equence p: v0, h1, v1, . . . , hk, vk est un v0vk-cheminde H si h1, . . . , hk ∈ A,v0 ∈ h1, vk ∈ hk, et vi ∈ hi∩hi+1, i = 1, . . . k −1. Les sommets v0 et vk sont les sommets terminaux de p. Deux sommets v, w d’un hypergraphe H = (V, A) sont connexessi il existe un vw-chemin dans H. La connexit´e est une relation d’´equivalence sur l’ensemble des sommets d’un hypergraphe et les hypergraphes induits par les classes d’´equivalence sont appel´es des composantes connexes[207].

Soit un sommet v ∈ V. Les composantes connexes de H|(V \ {v}) sont les parties de v et v est un sommet d’articulation de H si v a plus d’une partie. L’image 3.8 montre un exemple de parties d’un sommet. On peut remarque ici que v est un sommet d’articulation deH si et seulement si il existe un support deHdans lequelvest un sommet

1 (b) Hypergraphe restreintH|(V \ {4}).

d’articulation tel que nous l’avons d´efini pr´ec´edemment sur les graphes. La figure 3.4.a montre que le sommet 4du graphe support est un sommet d’articulation de ce graphe.

1 d’articulation. (b) Les composantes connexes de H|(V \ {4}) sont les parties du sommet4.

Une d´ecomposition en blocs d’un hypergraphe H = (V, A) est d´efinie r´ecursive-ment. H est un bloc si et seulement si il ne contient pas de sommet d’articulation. Si H n’est pas connexe, alors les blocs de H sont les blocs de ses composantes connexes. SiH est connexe et contient un sommet d’articulationv avecW1, . . . , Wk les parties dev, alors les blocs de H sont les blocs de H[W1∪ {v}], . . . , H[Wk ∪ {v}]. On peut remarquer ici qu’une telle d´ecomposition n’est pas unique pour un hypergraphe. En effet, un sommet d’articulation est s´electionn´e `a chaque ´etape de fa¸con arbitraire parmi la liste des sommets d’articulation. La figure 3.9 repr´esente la d´ecomposition d’un hypergraphe.

On se doit de remarquer que la d´efinition des sommets d’articulation et des blocs que nous venons de proposer est proche mais diff´erente de celle donn´ee dans l’article [19]. Il

1

Figure 3.9: Arbre blocs-articulations, i.e. d´ecomposition possible de l’hypergraphe H = (V, A) avec V = {1,2,3,4,5,6,7} et A = {{1,2},{1,2,3},{3,4,6},{4,5,6},{5,7}}. Les blocs sont entour´es de cercles en pointill´es rouges.

est aussi important de noter que la taille des blocs est au plus trois fois celle de la taille de l’hypergraphe.

Nous allons maintenant montrer que la d´ecomposition en bloc d’un hypergraphe peut ˆetre effectu´ee en temps polynomial. Pour cela, nous allons utiliser le graphe biparti BH

qui correspond `a un hypergraphe H (nous avons d´ej`a d´efini BH en introduction de ce chapitre). Il nous est particuli`erement utile car ses composantes connexes correspondent aux composantes connexes de l’hypergraphe qui lui est associ´e. De plus, un sommet v est un sommet d’articulation de H si B[V \ {v} ∪A\ {h ∈ A;v ∈ h}] contient plus d’une composante connexe (nous appellerons aussi parties de vces composantes car elles correspondent aux parties de v de l’hypergraphe associ´e). Les blocs de BH sont d´efinis comme les graphes bipartis repr´esentant les blocs de H. Ils peuvent ˆetre construits en regardant, pour tous les sommets de V, si les sous-graphesB[V \ {v} ∪A\ {h∈A;v∈h}]

contiennent plusieurs composantes connexes, i.e. en d´eterminant n fois les composantes

connexes d’un sous-graphe de BH.

Lemme 3.1 Les blocs d’un hypergrapheH peuvent ˆetre d´etermin´es en temps polynomial : O(nN +n+m).

Preuve : SiH n’est pas connexe, alors les composantes connexes deBH peuvent ˆetre trou-v´ees enO(N+n+m). L’algorithme ci-dessous, en O(nN), peut ensuite ˆetre d´eroul´e pour chacune de ces composantes. Consid´erons donc un hypergraphe H connexe et son graphe biparti BH. Soitv1, . . . , vn un ordre quelconque des sommets deH. L’algorithme

Ainsi Blockfinder(BH, 0) trouve une partition de H en blocs repr´esent´es par des graphes bipartis. En effet, imaginons qu’il retourne un sous-graphe Bi de BH qui con-tient un sommet d’articulation vk⁰. Soient P1 et P2 les deux parties de vk⁰ dans Bi. Soit B le sous-graphe de BH tel que l’indice k⁰ a ´et´e trait´e (sans ˆetre rep´er´e comme point d’articulation) par l’appel Blockfinder(B,k). Puisqu’`a la fin P1 etP2 appartiennent `a Bi, il existe au moins un chemin dansB reliant P1 et P2 qui ne contient pas vk⁰. Soit p le chemin le plus court parmi ces chemins. Alors pest aussi un chemin de Bi et vk⁰ n’est pas un sommet d’articulation. En effet, si p n’´etait pas dans Bi, il ne serait pas le plus court chemin reliant P1 et P2. Regardons cela de plus pr`es. Soitp: w0, h1, . . . , h`, w`. On consid`ere wj comme le premier sommet de p qui n’est pas dans Bi. Soit j⁰ > j le plus petit indice tel que wj⁰ est dans Bi. Il existe alors un sommet d’articulationv`, ` > k⁰ de Bi avec v` ∈ hj ∩hj<sup>0</sup>. Ainsi w0, h1, . . . , w<sub>j−1</sub>, hj, v`, hj⁰, wj⁰, . . . , h`, w` est un chemin plus

court que preliant P1 etP2.

La d´ecomposition d’un hypergraphe en blocs induit un arbre blocs-articulations (tout comme la d´ecomposition d’un graphe). Soit T cet arbre. T est aussi un graphe biparti compos´e de sous-hypergraphes de H et des sommets d’articulation identifi´es par l’algorithme. Ses feuilles sont les blocs deH. La figure 3.9 en montre un exemple.

Lemme 3.2 Une hypergraphe poss`ede un support planaire (ext´erieur) si tous ses blocs ont un support planaire (ext´erieur).

Preuve : Soit B1, . . . , Bk les blocs de l’hypergraphe H = (V, A). Soit Gi = (Vi, Ei) un support de Bi pour i = 1, . . . , k. Alors G = (V, E1∪ · · · ∪Ek) est un support de H et G1, . . . , Gk sont des composantes bi-connexes de G. En proc´edant des feuilles `a la racine

de l’arbre blocs-articulations, on peut donc positionner les sommets du support de chaque bloc de fa¸con `a ce que le sommet d’articulation avec son parent soit sur la face ext´erieure.

Ainsi, si tous les Gi poss`edent une repr´esentation planaire (ext´erieur), alorsGen poss`ede

une aussi.

L’inverse du lemme 3.2 n’est pas vrai : il existe des hypergraphes planaires dont les blocs ne sont pas planaires. Prenons par exemple un hypergraphe H compos´e des hy-perarˆetes {v, v1}, {v, v4}, {v, v5}, {v2, v4, v, w}, {v3, v5, v, w}, {v1, v2}, {v1, v3}, {v1, v4}, {v1, v5}, {v2, v3}, {v3, v4}, {v4, v5}, {v2, v5}.H est planaire, v est un sommet d’articula-tion de H etH[{v1, v2, v3, v4, v5, v}]est un bloc de H non planaire (voir figure 3.10.a).

De mˆeme, il existe des hypergraphes planaires ext´erieurs dont les blocs ne sont pas planaires ext´erieurs. Consid´erons par exemple un hypergrapheHcompos´e des hyperarˆetes {v1, v2},{v2, v3},{v3, v4},{v4, v5},{v5, v6},{v, y},{y, v1},{v, x},{x, v1},{v, x, w, v2, v5},

Figure3.10: Exemples : les lignes continues noires repr´esentent les supports, les lignes en pointill´e repr´esentent les hyperarˆetes contenant plus de deux sommets. (a) Support planaire dont les blocs ne sont pas planaires. (b) Support planaire ext´erieur dont les blocs ne sont pas planaires.

Nous allons maintenant utiliser la d´ecomposition d´ecrite ci-dessus ainsi que ces pre-miers r´esultats afin d’´etudier la classe des hypergraphes poss´edant un support qui est un cactus.