L3: cours Graphes I6S3 Partie II: coloration de graphe
L3: cours Graphes I6S3 Partie II: coloration de graphe
Olivier Togni, LE2I (038039)3887
olivier.togni@u-bourgogne.fr
Modifi´e le 12 mars 2008
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Plan
1. Motivation et applications 2. D´efinitions et propri´et´es 3. Graphes planaires 4. Graphes parfaits 5. Elements avanc´´ es 6. Aspects algorithmiques
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Ressources bibliographiques
I Reinhard Diestel, Graph Theory, Springer-Verlag, 2005. Chap.
5 : colouring, PP. 111-138. Edition ´electronique :
www.math.uni-hamburg.de/home/diestel/books/graph.theory/GraphTheoryIII.pdf.
I Claude Berge, Graphes et hypergraphes, Dunod, 2`eme ´edition (1973), Chap. 15 : Nombre chromatique, pp. 314-346, Chap. 16 : Graphes parfaits, pp. 347-370, Chap. 12 : Indice chromatique, pp.
236-259.
I http ://mathworld.wolfram.com/topics/GraphTheory.html
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Pourquoi la coloration de graphe
1. Probl`eme central en th´eorie des graphes :
I probl`eme de coloration de cartes en au plus 4 couleurs (De Morgan, 1852)
I conjecture des graphes parfaits (Berge, 1963)
2. Nombreux champs d’application, notamment pour les STIC :
I optimisation avec contraintes : ordonnancement, planning
I syst`emes : allocation de registres, ordonnancement de tˆaches
I r´eseaux : allocation de ressources
I cryptographie, s´ecurit´e, tatouage
I tests de circuits VLSI
I reconnaissance de motifs
I analyse des donn´ees biologiques et arch´eologiques
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De l’allocation de registres...
for (i=0;i<ng;i++) {
tab[i]=tabg[i];
}
tab[ng]=pivot;
for (j=0;j<nd;j++) {
tab[j+ng+1]=tabd[j];
}
nd i
pivot j
ng
⇒ pas de conflit avec 3 registres
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aux R´ eseaux tout-optiques...
A
B
C
D
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Motivation et applications
en passant par le Sudoku
Le sudoku est un cas particulier de carr´e latin
Completer la grille de sudoku est ´equivalent `a completer la coloration d’un graphe de 81 sommets pr´ecolor´e
Nombre de grilles 9×9 ayant une unique solution : 6,670,903,752,021,072,936,960
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Coloration de graphes
D´efinition
Unek-coloration d’un graphe non orient´e G = (V,E) est une application f :V →C, o`u C est un ensemble de k couleurs (que l’on peut prendre ´egal `a{1,2, . . .k}) telle que pour toute arˆete xy ∈E, on ait f(x)6=f(y) (condition de propret´e).
Un graphe qui admet une k-coloration est dit k-coloriable.
Remarque : une k-coloration est une partition de V(G) en k ensembles ind´ependants (stables).
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Nombre chromatique
D´efinition
Le nombre chromatique χ(G) d’un graphe G est le plus petit entier k tel que G soitk-coloriable.
Si χ(G) =k, G est dit k-chromatique.
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R´ esultats de base
Propri´ et´ e
Pour tout graphe G ,χ(G)≥ω(G),
o`u ω(G) est la taille maximum d’une clique de G .
Propri´ et´ e
Pour tout graphe G d’ordre n, χ(G)≥ α(Gn ),
o`u α(G) est le nombre de stabilit´e de G (taille maximum d’un ensemble de sommets ind´ependants).
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D´efinitions et propri´et´es
Algorithme de coloration glouton
1. D´efinir un ordre quelconque x1,x2, . . . ,xn des sommets de G 2. Pour i de 1 `an, faire colorier xi avec la plus petite couleur
non utilis´ee par un de ses voisins d´ej`a colori´e.
Cet algorithme colorie tout graphe G en au plus ∆(G) + 1 couleurs, o`u ∆(G) est le degr´e maximum des sommets deG.
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Encadrement du nombre chromatique
Propri´ et´ e
Pour tout graphe G d’ordre n, max
ω(G), n α(G)
≤χ(G)≤∆(G) + 1.
ω = 4, α= 3,∆ = 5
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Th´ eor` eme de Brooks
Th´ eor` eme
Pour tout graphe G , χ(G) = ∆(G) + 1si et seulement si G est un cycle impair ou un graphe complet (autrement, χ(G)≤∆(G)).
Th´ eor` eme
χ(G) = 2 si et seulement siG ne contient pas de cycle impair (G est biparti).
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Nombre chromatique et cliques
Th´ eor` eme (Zykov, 1949)
Pour tout k, il existe des graphes k-chromatiques sans triangle.
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Graphes planaires
Graphes planaires
D´efinition
Un graphe est planaire s’il peut ˆetre dessin´e sur le plan (ou la sph`ere) de sorte qu’aucune arˆete n’en coupe une autre. Une face est une r´egion connexe du plan d´elimit´ee par des arˆetes (la face
“ext´erieure” est infinie sur le plan, les faces sont toutes finies sur la sph`ere).
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Caract´ erisation des graphes planaires
D´efinition
Une substitution d’un graphe H est un graphe H0 obtenu en
pla¸cant sur chaque arˆete de H, 0, 1 ou plusieurs sommets de degr´e 2.
Th´ eor` eme (Kuratowski, 1930)
Un graphe G est planaire si et seulement si il ne contient pas de subdivision de K5 ou de K3,3.
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Coloration des graphes planaires
Th´ eor` eme (Appel & Haken, 1976)
Tout graphe planaire est 4-coloriable.Id´ees de la preuve :
I il existe un ensemble de 1482 configurations in´evitables, c’est
`
a dire que tout graphe planaire triangul´e contient n´ecessairement l’une de ces configurations comme sous-graphe.
I ces configurations sont r´eductibles, c’est `a dire qu’une 4-coloration d’un graphe planaire contenant l’une de ses configurations peut toujours ˆetre obtenue `a partir d’une 4-coloration d’un graphe planaire plus petit.
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Coloration des graphes planaires
Th´ eor` eme (Gr¨ otzsch, 1959)
Tout graphe planaire sans triangle est 3-coloriable.
Th´ eor` eme (Askionov, 1974)
Tout graphe planaire avec au plus trois triangles est 3-coloriable.
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Graphes planaires
Graphes de genre g
D´efinition
Une surface orientable de genre g est hom´eomorphe `a une sph`ere poss´edantg “trous”. Le genre d’un graphe est alors le genre minimum d’une surface sur laquelle G est repr´esentable (sans croisement d’arˆetes). Une surface orientable de genre 1 est un tore.
Th´ eor` eme (Heawood, 1890, Ringel & Young, 1968)
Tout graphe de genre g peut ˆetre colori´e en utilisant b7+√1+48g
2 c
couleurs (ce nombre est appel´e nombre de Heawood).
L3: cours Graphes I6S3 Partie II: coloration de graphe Graphes parfaits
Graphes parfaits
D´efinition
Un grapheG est parfait si pour tout sous-graphe induit H de G on a χ(H) =ω(H).
Th´ eor` eme (Lov` asz, 1972)
Un graphe G est parfait si et seulement si le compl´ementaire de G est parfait.
Th´ eor` eme (Chudnovsky, Robertson, Seymour et Thomas, 2002)
Un graphe G est parfait si et seulement si ni lui ni son
compl´ementaire ne contiennent de cycle impair induit de longueur au moins cinq.
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Exemples de graphes parfaits
I graphes bipartis
I graphes d’intervalles
I graphes de comparabilit´e
I graphes triangul´es
I ...
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