Anwendungen Triangulation
Elmar Langetepe University of Bonn
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 1
Art Gallery Probleme
Art Gallery Probleme
• Einfaches Polygon gegeben: Wieviel W¨achter werden ben¨otigt?
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 2
Art Gallery Probleme
• Einfaches Polygon gegeben: Wieviel W¨achter werden ben¨otigt?
• Sichtbarkeit: Punkt p ∈ P, Sichtbarkeitspolygon: visP(p)
Art Gallery Probleme
• Einfaches Polygon gegeben: Wieviel W¨achter werden ben¨otigt?
• Sichtbarkeit: Punkt p ∈ P, Sichtbarkeitspolygon: visP(p)
• Vereinigung ergibt das gesamte Polygon!
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 2
Art Gallery Probleme
• Einfaches Polygon gegeben: Wieviel W¨achter werden ben¨otigt?
• Sichtbarkeit: Punkt p ∈ P, Sichtbarkeitspolygon: visP(p)
• Vereinigung ergibt das gesamte Polygon!
• Finde kleinste Menge an Punkten: P = Sk
i=1 visP(pi)!
Art Gallery Probleme
• Einfaches Polygon gegeben: Wieviel W¨achter werden ben¨otigt?
• Sichtbarkeit: Punkt p ∈ P, Sichtbarkeitspolygon: visP(p)
• Vereinigung ergibt das gesamte Polygon!
• Finde kleinste Menge an Punkten: P = Sk
i=1 visP(pi)!
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 2
Art Gallery Probleme: Untere/Obere Schranke
Art Gallery Probleme: Untere/Obere Schranke
Theorem 4.21: Ein einfaches Polygon P mit n Ecken kann stets mit n
3
W¨achtern ¨uberwacht werden. Es gibt beliebig große Beispiele, wo diese Anzahl auch ben¨otigt wird.
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 3
Art Gallery Probleme: Untere/Obere Schranke
Theorem 4.21: Ein einfaches Polygon P mit n Ecken kann stets mit n
3
W¨achtern ¨uberwacht werden. Es gibt beliebig große Beispiele, wo diese Anzahl auch ben¨otigt wird.
Untere Schranke, skalierbares Beispiel:
Art Gallery Probleme: Untere/Obere Schranke
Theorem 4.21: Ein einfaches Polygon P mit n Ecken kann stets mit n
3
W¨achtern ¨uberwacht werden. Es gibt beliebig große Beispiele, wo diese Anzahl auch ben¨otigt wird.
Untere Schranke, skalierbares Beispiel:
m
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 3
Art Gallery Probleme: Untere/Obere Schranke
Theorem 4.21: Ein einfaches Polygon P mit n Ecken kann stets mit n
3
W¨achtern ¨uberwacht werden. Es gibt beliebig große Beispiele, wo diese Anzahl auch ben¨otigt wird.
Untere Schranke, skalierbares Beispiel:
m
Obere Schranke: Beweis mit Triangulation!
Art Gallery Probleme: Obere Schranke
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 4
Art Gallery Probleme: Obere Schranke
• n
3
W¨achter reichen aus!
Art Gallery Probleme: Obere Schranke
• n
3
W¨achter reichen aus!
• k-F¨arbbarkeit eines Graphen (G = (V, E), E ⊆ V × V )
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 4
Art Gallery Probleme: Obere Schranke
• n
3
W¨achter reichen aus!
• k-F¨arbbarkeit eines Graphen (G = (V, E), E ⊆ V × V )
• F¨arbe Knoten, jede Kante zwei verschiedene Farben
• Mindest Anzahl k Farben
Art Gallery Probleme: Obere Schranke
• n
3
W¨achter reichen aus!
• k-F¨arbbarkeit eines Graphen (G = (V, E), E ⊆ V × V )
• F¨arbe Knoten, jede Kante zwei verschiedene Farben
• Mindest Anzahl k Farben
• Chromatic Number, 4-F¨arbbarkeit planarer Graphen
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 4
Art Gallery Probleme: Obere Schranke
• n
3
W¨achter reichen aus!
• k-F¨arbbarkeit eines Graphen (G = (V, E), E ⊆ V × V )
• F¨arbe Knoten, jede Kante zwei verschiedene Farben
• Mindest Anzahl k Farben
• Chromatic Number, 4-F¨arbbarkeit planarer Graphen
1 2
1
3
2
3
1 2
2
1
1
3 3
2 1
2 e v
Art Gallery Probleme: Obere Schranke
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 5
Art Gallery Probleme: Obere Schranke
• Beweis: 3-F¨arbbarkeit einer Triangulation, Induktion!
Art Gallery Probleme: Obere Schranke
• Beweis: 3-F¨arbbarkeit einer Triangulation, Induktion!
1
2 1
3
2
3
1 2
2
1
3
1
3 3
2 1
2 e v
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 5
Art Gallery Probleme: Obere Schranke:
n3
1
2
1
3
2
3
1 2
2
1
1
3 3
2 1
2 e v
Art Gallery Probleme: Obere Schranke:
n3
• 3-F¨arbung verwenden
1
2
1
3
2
3
1 2
2
1
3
1
3 3
2 1
2 e v
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 6
Art Gallery Probleme: Obere Schranke:
n3
• 3-F¨arbung verwenden
• W¨ahle eine Farbe, dann ist jedes Dreieck bewacht, einsehbar
1
2
1
3
2
3
1 2
2
1
1
3 3
2 1
2 e v
Art Gallery Probleme: Obere Schranke:
n3
• 3-F¨arbung verwenden
• W¨ahle eine Farbe, dann ist jedes Dreieck bewacht, einsehbar
• Es existiert eine Farbe mit ≤ n3 vielen Knoten
1
2
1
3
2
3
1 2
2
1
3
1
3 3
2 1
2 e v
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 6
Art Gallery Probleme: Obere Schranke:
n3
• 3-F¨arbung verwenden
• W¨ahle eine Farbe, dann ist jedes Dreieck bewacht, einsehbar
• Es existiert eine Farbe mit ≤ n3 vielen Knoten
• Ganzzahlig reicht: n
3
1
2
1
3
2
3
1 2
2
1
1
3 3
2 1
2 e v
Anwendung Drehwinkel: 4.4 Kern eines Polygons
(i) (ii)
e
es et
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 7
Anwendung Drehwinkel: 4.4 Kern eines Polygons
• Definition: Sternf¨ormiges Polygon, es ex. p ∈ P mit visP(p) = P
(i) (ii)
e
es et
Anwendung Drehwinkel: 4.4 Kern eines Polygons
• Definition: Sternf¨ormiges Polygon, es ex. p ∈ P mit visP(p) = P
• Definition: Kern, ker(P) := {p ∈ P|visP(p) = P}
(i) (ii)
e
es et
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 7
Anwendung Drehwinkel: 4.4 Kern eines Polygons
• Definition: Sternf¨ormiges Polygon, es ex. p ∈ P mit visP(p) = P
• Definition: Kern, ker(P) := {p ∈ P|visP(p) = P}
• Wichtiger Bereich, Berechnung in O(n)!
(i) (ii)
e
es et
Struktur: Schnitt von Halbebenen
p v
e e'
H+(e) H-(e)
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 8
Struktur: Schnitt von Halbebenen
Jede Kante e definiert zwei Hablebenen H−(e) und H+(e)
v e
e'
H+(e) H-(e)
Struktur: Schnitt von Halbebenen
Jede Kante e definiert zwei Hablebenen H−(e) und H+(e) Lemma 4.22 ker(P) = \
Kante e∈P
H+(e)
p v
e e'
H+(e) H-(e)
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 8
Struktur: Schnitt von Halbebenen
Jede Kante e definiert zwei Hablebenen H−(e) und H+(e) Lemma 4.22 ker(P) = \
Kante e∈P
H+(e)
Beweis: Beidseitige Inklusion!
v e
e'
H+(e) H-(e)
Schnitt von H
+(e)
et es
b a
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 9
Schnitt von H
+(e)
• Schnitt von Halbebenen, Ω(n log n), spezielle Halbebenen
et e
b a
Schnitt von H
+(e)
• Schnitt von Halbebenen, Ω(n log n), spezielle Halbebenen
• Nicht alle Halbebenen tragen zum Kern bei
et es
b a
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 9
Schnitt von H
+(e)
• Schnitt von Halbebenen, Ω(n log n), spezielle Halbebenen
• Nicht alle Halbebenen tragen zum Kern bei
• Definition: Wesentliche Halbebenen H+(e)
et e
b a
Schnitt von H
+(e)
• Schnitt von Halbebenen, Ω(n log n), spezielle Halbebenen
• Nicht alle Halbebenen tragen zum Kern bei
• Definition: Wesentliche Halbebenen H+(e)
• Uber Drehwinkel beantworten¨
et es
b a
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 9
Drehwinkelfolgen
et es
b a
Drehwinkelfolgen
αmax := max
i6=j αi,j = αs,t
et es
b a
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 10
Drehwinkelfolgen
αmax := max
i6=j αi,j = αs,t
• Bezeichnung: α(e, f), Drehwinkel zwischen Kanten
et es
b a
Drehwinkelfolgen
αmax := max
i6=j αi,j = αs,t
• Bezeichnung: α(e, f), Drehwinkel zwischen Kanten
• αmax zu groß, Kern leer
et es
b a
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 10
Leerer Kern?
Leerer Kern?
Lemma 4.23 Falls der maximale Drehwinkel αmax von P gr¨oßer gleich 3π ist, ist der Kern leer.
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 11
Leerer Kern?
Lemma 4.23 Falls der maximale Drehwinkel αmax von P gr¨oßer gleich 3π ist, ist der Kern leer.
et es
b a
Leerer Kern?
Lemma 4.23 Falls der maximale Drehwinkel αmax von P gr¨oßer gleich 3π ist, ist der Kern leer.
et es
b a
Beweis: Spezielle Kantenfolge existiert mit ¨ublen Halbebenen!
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 11
Weitere Folgerung!
Weitere Folgerung!
Korollar 4.24 Sei der maximale Drehwinkel αmax von P kleiner gleich 3π ist, dann gilt f¨ur je zwei Kanten ei, ej: −π < α(ei, ej).
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 12
Weitere Folgerung!
Korollar 4.24 Sei der maximale Drehwinkel αmax von P kleiner gleich 3π ist, dann gilt f¨ur je zwei Kanten ei, ej: −π < α(ei, ej).
Beweis: Einfach!
Wichtige Teilfolgen ausw¨ ahlen, rekursiv
Aus maximaler Teilfolge: es, es+1, . . . , et f0 := es
fi+1 :=
erste Kante e hinter fi mit α(fi, e) > 0, falls fi noch vor et liegt,
undefiniert sonst.
et es
b a
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 13
Wichtige Teilfolgen ausw¨ ahlen, rekursiv
Aus maximaler Teilfolge: es, es+1, . . . , et b0 := et
bi+1 :=
letzte Kante e vor bi mit α(e, bi) > 0, falls bi noch hinter es liegt,
undefiniert sonst.
b a
Wichtige Teilfolgen ausw¨ ahlen, rekursiv
et es
b a
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 15
Wichtige Teilfolgen ausw¨ ahlen, rekursiv
Theorem 4.25 Sei P ein einfaches Polygon mit maximalem
Drehwinkel < 3π. Dann geh¨ort jede f¨ur den Kern wesentliche Kante von P zur Folge F oder zur Folge B.
b a
Wichtige Teilfolgen ausw¨ ahlen, rekursiv
Theorem 4.25 Sei P ein einfaches Polygon mit maximalem
Drehwinkel < 3π. Dann geh¨ort jede f¨ur den Kern wesentliche Kante von P zur Folge F oder zur Folge B.
Beweis!
et es
b a
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 15
Wichtige Teilfolgen ausw¨ ahlen, rekursiv
Theorem 4.25 Sei P ein einfaches Polygon mit maximalem
Drehwinkel < 3π. Dann geh¨ort jede f¨ur den Kern wesentliche Kante von P zur Folge F oder zur Folge B.
Beweis! Vorteil?
b a
Wichtige Teilfolgen ausw¨ ahlen, rekursiv
Theorem 4.25 Sei P ein einfaches Polygon mit maximalem
Drehwinkel < 3π. Dann geh¨ort jede f¨ur den Kern wesentliche Kante von P zur Folge F oder zur Folge B.
Beweis! Vorteil?
Die Folgen B und F sind sortiert nach Steigungen!!
et es
b a
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 15
Ergebnisse sammeln: Kern in O(n)
Ergebnisse sammeln: Kern in O(n)
Theorem 4.26 Der Kern eines einfachen Polygones mit n Ecken kann in Zeit und Platz O(n) berechnet werden.
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 16
Ergebnisse sammeln: Kern in O(n)
Theorem 4.26 Der Kern eines einfachen Polygones mit n Ecken kann in Zeit und Platz O(n) berechnet werden.
Beweis:
Ergebnisse sammeln: Kern in O(n)
Theorem 4.26 Der Kern eines einfachen Polygones mit n Ecken kann in Zeit und Platz O(n) berechnet werden.
Beweis:
• Maximale Teilfolge αmax: Sweep Maximum Subvektor O(n)
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 16
Ergebnisse sammeln: Kern in O(n)
Theorem 4.26 Der Kern eines einfachen Polygones mit n Ecken kann in Zeit und Platz O(n) berechnet werden.
Beweis:
• Maximale Teilfolge αmax: Sweep Maximum Subvektor O(n)
• Daraus die Folgen F und B: Je O(n)
Ergebnisse sammeln: Kern in O(n)
Theorem 4.26 Der Kern eines einfachen Polygones mit n Ecken kann in Zeit und Platz O(n) berechnet werden.
Beweis:
• Maximale Teilfolge αmax: Sweep Maximum Subvektor O(n)
• Daraus die Folgen F und B: Je O(n)
• Schnitt der Halbebenen der Folgen F und B, sortiert nach Steigung: Je O(n)
Algorithmische Geometrie Art Gallery/Kern 13.05.15 cElmar Langetepe SS ’15 16
Ergebnisse sammeln: Kern in O(n)
Theorem 4.26 Der Kern eines einfachen Polygones mit n Ecken kann in Zeit und Platz O(n) berechnet werden.
Beweis:
• Maximale Teilfolge αmax: Sweep Maximum Subvektor O(n)
• Daraus die Folgen F und B: Je O(n)
• Schnitt der Halbebenen der Folgen F und B, sortiert nach Steigung: Je O(n)
• Schnitt zweier konvexer Mengen: Untere/Obere Kontur X-monotoner Ketten in jeweils O(n)