Час покриття та спектральний проміжок для оборотних випадкових прогулянок


9

Я шукаю теорему, яка говорить приблизно так: якщо час покриття оборотного ланцюга Маркова невеликий, то спектральний розрив великий. Тут означає спектральний зазор1-|λ2|, тобто ми ігноруємо найменше власне значення ланцюга.

Єдиний результат, який мені вдалося знайти в цьому напрямку, - це « Межі на Часі обкладинки» , «Бродер» та «Карлін», FOCS 88. Там передбачається, що матриця переходу ланцюга є подвійно стохастичною (але не обов'язково оборотною) та аперіодичною; грубо кажучи, документ показує, що за цими припущеннями, якщо час покриття єО(нжурналн), тоді 1-макс(|λ2|,|λн|)є принаймні .н-1

Інтуїтивно, здається, дуже правдоподібно, що якщо ви зможете швидко охопити всі вершини графіка, то час перемішування повинен бути невеликим. Зокрема, якщо ви зможете охопити всі вершини графа за н2 рази, напевно, ви повинні виключати спектральний розрив, скажімо, н-1000 ?

Однією з можливих перешкод, яка б порушила вплив між малим часом покриття та великим спектральним проміжком, є двосторонність: на двопартійному графіку ви можете мати невеликий час покриття з власним значенням -1 . У своєму питанні я обминаю це питання, ігноруючи найменше власне значення.

Відповіді:


4

Грубо кажучи, час перемішування - це найгірший час удару з половини вершин. Час покриття - це час зупинки, коли потрапляють ВСІ підмножини вершин. Іншими словами, він завжди більший за час перемішування. Таким чином, ваш приклад не може мати час перемішування і час покриття . н1000н2

Щоб зробити цю інтуїцію точною, потрібно трохи обережно, оскільки нам потрібно співвідносити час змішування з власним значенням проміжку, брати не половину вершин, а половину нерухомого розподілу і т.д. Нічого цього не складно. Почніть з цієї роботи Ловаша та Вінклера, яка наводить вищезгадану версію часу перемішування та пов'язує її з більш стандартним часом змішування в загальній кількості. π

Використовуючи наш веб-сайт, ви визнаєте, що прочитали та зрозуміли наші Політику щодо файлів cookie та Політику конфіденційності.
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.