Shadow AVPs (“AVPs de Sombra”)

Como citado anteriormente, ´e poss´ıvel reduzir significativamente o n´umero de AVPs ne- cess´arios na discretiza¸c˜ao acima e ainda garantir que o algoritmo encontre uma solu¸c˜ao ´otima para o problema cont´ınuo ap´os a primeira itera¸c˜ao. Essa estrat´egia consiste em colocar o centr´oide de todos os AVPs de sombra em D(P ).

Um AVP S ´e dito um AVP de sombra se existe um conjunto de v´ertices W ⊂ V tal que S n˜ao seja vis´ıvel por nenhum v´ertice em W e que toda aresta de S consiste de uma por¸c˜ao de uma aresta de P ou de uma regi˜ao de visibilidade de algum v´ertice de W .

A estrat´egia AVPs de sombra consiste em utilizar o centr´oide de todos os AVPs de sombra para compor a discretiza¸c˜ao inicial (veja Figura 3.10).

Figura 3.10: Arranjo de visibilidade, destacando os AVPs de sombra e os pontos da discretiza¸c˜ao inicial gerados pela estrat´egia Shadow AVPs.

Certamente ´e necess´ario mostrar que ao se utilizar o centr´oide de todos os AVPs de sombra como a discretiza¸c˜ao inicial D(P ), tem-se que a solu¸c˜ao do algoritmo proposto ser´a vi´avel ap´os a primeira itera¸c˜ao.

Teorema 3.4.1. Seja I(P, D(P )) uma instˆancia do Problema de Galeria de Arte discre- tizado para o pol´ıgono P onde D(P ) ´e o conjunto dos centr´oides de todos os AVPs de

50 Cap´ıtulo 3. Abordagem ao Problema

sombra de P . Tem-se ent˜ao que, G ´e um CVG para P se e somente se G for um conjunto de v´ertices que guarda D(P ).

Prova. A parte da necessidade ´e trivial visto que D(P ) ⊂ P . Portanto, focamos na prova da suficiˆencia.

Suponha que G ⊂ V seja um conjunto de v´ertices que guarda D(P ), mas n˜ao P . Ent˜ao, existe uma regi˜ao de P que n˜ao ´e coberta por nenhum dos v´ertices de G. Seja R a regi˜ao conexa maximal n˜ao coberta por G. Repare que R ´e a uni˜ao de AVPs disjuntos. Para provar que ao menos um desses AVPs ´e um AVP de sombra, note que toda a regi˜ao R n˜ao ´e vista por nenhum v´ertice em G cujas arestas das regi˜oes de visibilidade que n˜ao fa¸cam parte de P geram R. Portanto, se R for um AVP, por defini¸c˜ao ele ´e um AVP de sombra. Caso contr´ario, existe um v´ertice vi ∈ V que possui uma aresta evi de sua regi˜ao de visibilidade que n˜ao ´e uma aresta de P mas que particiona R em duas regi˜oes. Uma dessas regi˜oes est´a do lado de evi que ´e visto por vi, enquanto a outra n˜ao. Se atualizarmos R como sendo a sua parte n˜ao vis´ıvel por vi, atrav´es de um argumento indutivo, tem-se que ao particionar sucessivamente R da maneira apresentada, conclu´ımos que ao menos um AVP de sombra est´a contido em R e, portanto, ´e n˜ao coberto.

Isso contradiz a hip´otese de que G ´e um conjunto de v´ertices que guarda D(P ), j´a que

esse ´e composto pelos centr´oides de todos os AVPs de sombra. 

Do Teorema 3.4.1, fica claro que ao utilizar a estrat´egia para construir a discretiza¸c˜ao inicial D(P ) tem-se que o algoritmo ir´a convergir em apenas uma itera¸c˜ao. Al´em disso, o tamanho da discretiza¸c˜ao diminui consideravelmente, se comparado com a estrat´egia anterior, tornando a utiliza¸c˜ao pr´atica dos Shadow AVPs bastante mais atraente. Por outro lado, veja que o custo adicionado ao preprocessamento cresce significativamente devido `a necessidade de computadas todas as faces do arranjo de visibilidade determinar quais delas s˜ao AVPs de sombra.

Cap´ıtulo 4

An Exact and Efficient Algorithm for

the Orthogonal Art Gallery Problem

Pr´ologo

O artigo inclu´ıdo neste cap´ıtulo foi escrito em co-autoria com os professores doutores Cid C. de Souza e Pedro J. de Rezende, ambos do Instituto de Computa¸c˜ao da Universidade Estadual de Campinas. Apresentado em Belo Horizonte em outubro de 2007, durante o XX SIBGRAPI (Brazilian Symposium on Computer Graphics and Image Processing) e publicado pela IEEE Computer Society nos anais do mesmo simp´osio, o artigo reflete o in´ıcio da pesquisa apresentada nessa disserta¸c˜ao. Os objetivos almejados e alcan¸cados naquele momento foram essencialmente de anunciar um algoritmo exato para o OAGP que superasse, em muito, os algoritmos existentes e detalhar uma t´ecnica n˜ao muito di- fundida de trabalhar sobre o AGP mesclando ambas as ´oticas geom´etrica e combinat´oria do problema para a constru¸c˜ao de um algoritmo robusto. O foco deste artigo foi o de apresentar detalhes do algoritmo, sua corretude, a prova de sua convergˆencia e a viabili- dade pr´atica. Foi proposta tamb´em uma sugest˜ao inicial para a discretiza¸c˜ao da galeria e, experimentalmente, verificou-se que o n´umero de itera¸c˜oes necess´arias para resolver `a otimalidade as instˆancias de teste ´e bem inferior ao limite te´orico.

52 Cap´ıtulo 4. An Exact and Efficient Algorithm for the OAGP

Abstract

In this paper, we propose an exact algorithm to solve the Orthogonal Art Gallery problem in which guards can only be placed on the vertices of the polygon P representing the gallery. Our approach is based on a discretization of P into a finite set of points in its interior. The algorithm repeatedly solves an instance of the Set Cover problem obtaining a minimum set Z of vertices of P that can view all points in the current discretization. Whenever P is completely visible from Z, the algorithm halts; otherwise, the discretization is refined and another iteration takes place. We establish that the algorithm always converges to an optimal solution by presenting a worst case analysis of the number of iterations that could be effected. Even though these could theoretically reach O(n4_{) , our} C1

(Pg.68) computational experiments reveal that, in practice, they are linear in n and, for n ≤ 200,

they actually remain less than three in almost all instances.

Furthermore, the low number of points in the initial discretization, O(n2_{), compared} to the possible O(n4_{) atomic visibility polygons, renders much shorter total execution} times. Optimal solutions found for different classes of instances of polygons with up to 200 vertices are also described.

4.1

Introduction and Related Work

The classical Art Gallery Problem originally posed by Victor Klee in 1973 asked for determining the minimum number of guards sufficient to cover the interior of an n-wall art gallery [12]. Soon thereafter, Chv´atal established what became known as Chv´atal’s

Art Gallery Theorem: ⌊n

3⌋ guards are occasionally necessary and always sufficient to cover a simple polygon with n vertices [3]. A simpler proof based on polygon triangulation and on the fact that this triangulation can be 3-colored was shown by Fisk in 1978 [10].

Many variations of the art gallery problem have been studied in the literature. Early on, Lee and Lin [17] proved that the vertex guards version is NP-hard by reduction from 3-SAT. Their result was extended to point guards by Aggarwal [1].

Since these early results, much research on related problems has been carried out by mathematicians and computer scientists. For broad surveys, the reader is referred to [18, 21, 25] where comprehensive analysis of many variations and results on this subject can be found.

In this paper, we study a variation of the classical art gallery problem, called Orthog- onal Art Gallery Problem, which is an important subclass, due to most real life buildings and galleries being orthogonally shaped [25]. This problem deals specifically with the case where the guards can only be placed on the vertices of the polygon that defines the outer boundary of the gallery and whose edges are parallel to the x or y axis.