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{{DISPLAYTITLE:''k''-辺連結グラフ}} [[数学]]の[[グラフ理論]]において、あるグラフが'''''k''-辺連結'''(k-へんれんけつ、{{Lang-en-short|''k''-edge-connected}})であるとは[[連結グラフ|辺連結度]]が''k''以上のグラフのことである。 言い換えると、グラフから ''k'' より少ない数の辺を除いても{{仮リンク|連結度|label=連結|en|connectivity (graph theory)}}であることを言う。 == 定義 == グラフ''G'' = (''V'',''E'') が与えられたとき、|''X''| < ''k'' であるような全ての ''X'' ⊆ ''E'' に対して ''G''' = (''V'',''E'' \ ''X'') が連結であるとき''G'' は ''k''-辺連結であると言う。明らかに、''G''が''k''-辺連結グラフならば''G''は (''k''−1)-辺連結である。 == 最小の頂点次数との関係 == 最小の[[次数 (グラフ理論)|頂点次数]]は、辺連結度の自明な上界である。すなわち、グラフ ''G'' = (''E'',''V'') が ''k''-辺連結であるなら、必ず ''k'' ≤ δ(''G'') が成り立つ。但し、δ(''G'') は任意の頂点 ''v'' ∈ ''V'' の中での最小の次数を表す。明らかに、ある頂点 ''v'' に接続するすべての辺を取り除けば、''v'' はそのグラフから離れて非連結となるであろう。 == 計算理論的側面 == === 辺連結度の算出 === [[連結グラフ|辺連結度]]を決定するための[[多項式時間アルゴリズム]]が存在する。 ある簡単なアルゴリズムは、全てのペア ''(u,v)'' に対して、''G'' 内のすべての辺の容量が両方向に対して 1 に定められているような、 ''u'' から ''v'' への[[最大フロー問題|最大フロー]]を決定するものである。 グラフが ''k''-辺連結であるための必要十分条件は、任意ペア ''(u,v)'' に対して ''u'' から ''v'' への最大フローは最小でも ''k'' であること、すなわち ''k'' が全ての ''(u,v)'' の中での最小の ''u-v''-フローであることである。 ''V'' をグラフに含まれる頂点の数としたとき、この簡単なアルゴリズムでは <math>O(V^2)</math> 回の最大フロー問題の反復が行われ、時間 <math>O(V^3)</math> 内に解決される。したがって、この簡単なアルゴリズムの計算量は、総合すると <math>O(V^5)</math> となる。 改善されたアルゴリズムでは、任意の固定された ''u'' と、固定されていない任意の ''v'' からなる全てのペア ''(u,v)'' に対する最大フロー問題を解く。このアルゴリズムでは計算量は <math>O(V^4)</math> へと減らされており、適切なものである。なぜならば、もし容量が ''k'' より少ない[[カット (グラフ理論)|カット]]が存在するのなら、それは ''u'' を他の頂点から切り離すからである。 ===k辺連結部分グラフの算出=== 関連する問題: グラフ ''G'' の最小 ''k''-辺連結部分グラフを見つける(すなわち、スケルトンが ''k''-辺連結となるような可能な限り少ない辺をグラフから選択する)問題は、<math>k\geq 2</math> に対して[[NP困難]]である<ref>M.R. Garey and D.S. Johnson. ''Computers and Intractability: a Guide to the Theory of NP-Completeness''. Freeman, San Francisco, CA, 1979.</ref>。 == 参考文献 == {{reflist}} == 関連項目 == === 数学的対象と性質 === * [[k-頂点連結グラフ]] * [[連結グラフ]] * [[カット (グラフ理論)]] * {{仮リンク|連結度|en|Connectivity (graph theory)}} === 定理 === * [[メンガーの定理]] * {{仮リンク|ロビンスの定理|en|Robbins theorem}} === 問題 === * [[辺連結度増大問題]] {{DEFAULTSORT:けいへんれんけつくらふ}} [[Category:グラフ理論のグラフ|Kへんれんけつくらふ]] [[Category:数学に関する記事]]
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