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Teoría de la pequeña cancelación

En la disciplina matemática de la teoría de grupos , la teoría de pequeñas cancelaciones estudia los grupos dados por presentaciones grupales que satisfacen condiciones de pequeñas cancelaciones , es decir, donde las relaciones definitorias tienen "pequeñas superposiciones" entre sí. Las condiciones de pequeñas cancelaciones implican propiedades algebraicas, geométricas y algorítmicas del grupo. Los grupos finitos presentados que satisfacen condiciones de pequeñas cancelaciones suficientemente fuertes son hiperbólicos verbales y tienen problemas verbales que se pueden resolver mediante el algoritmo de Dehn . Los métodos de pequeñas cancelaciones también se utilizan para construir monstruos de Tarski y para soluciones del problema de Burnside .

Historia

Algunas ideas que sustentan la teoría de la pequeña cancelación se remontan al trabajo de Max Dehn en la década de 1910. [1] Dehn demostró que los grupos fundamentales de superficies orientables cerradas de género al menos dos tienen un problema verbal solucionable mediante lo que ahora se denomina algoritmo de Dehn . Su prueba implicó dibujar el gráfico de Cayley de dicho grupo en el plano hiperbólico y realizar estimaciones de curvatura mediante el teorema de Gauss-Bonnet para un bucle cerrado en el gráfico de Cayley para concluir que dicho bucle debe contener una gran parte (más de la mitad) de una relación definitoria.

Un artículo de 1949 de Tartakovskii [2] fue un precursor inmediato de la teoría de cancelaciones pequeñas: este artículo proporcionó una solución del problema verbal para una clase de grupos que satisfacen un conjunto complicado de condiciones combinatorias, donde los supuestos de tipo de cancelación pequeña desempeñaron un papel clave. La versión estándar de la teoría de cancelaciones pequeñas, tal como se usa hoy, fue desarrollada por Martin Greendlinger en una serie de artículos a principios de la década de 1960, [3] [4] [5] quien se ocupó principalmente de las condiciones de cancelación pequeña "métricas". En particular, Greendlinger demostró que los grupos finitamente presentados que satisfacen la condición de cancelación pequeña C ′(1/6) tienen un problema verbal solucionable por el algoritmo de Dehn. La teoría se refinó y formalizó aún más en el trabajo posterior de Lyndon, [6] Schupp [7] y Lyndon-Schupp, [8] quienes también trataron el caso de condiciones de cancelación pequeña no métricas y desarrollaron una versión de la teoría de cancelación pequeña para productos libres amalgamados y extensiones HNN .

La teoría de la cancelación pequeña fue generalizada por Alexander Ol'shanskii, quien desarrolló [9] una versión "graduada" de la teoría en la que el conjunto de relaciones definitorias viene equipado con un filtro y en la que se permite que un relacionista definitorio de un grado particular tenga una gran superposición con un relacionista definitorio de un grado superior. Olshaskii utilizó la teoría de la cancelación pequeña graduada para construir varios grupos "monstruosos", incluido el monstruo de Tarski [10] y también para dar una nueva prueba [11] de que los grupos de Burnside libres de gran exponente impar son infinitos (este resultado fue demostrado originalmente por Adian y Novikov en 1968 utilizando métodos más combinatorios). [12] [13] [14]

La teoría de pequeñas cancelaciones proporcionó un conjunto básico de ejemplos e ideas para la teoría de los grupos hiperbólicos de palabras que Gromov presentó en una monografía seminal de 1987 "Grupos hiperbólicos". [15]

Definiciones principales

La exposición que sigue a continuación sigue en gran medida el capítulo V del libro de Lyndon y Schupp. [8]

Piezas

Dejar

sea ​​una presentación de grupo donde R  ⊆  F ( X ) es un conjunto de palabras libremente reducidas y cíclicamente reducidas en el grupo libre F ( X ) tal que R está simetrizado , es decir, cerrado bajo la adopción de permutaciones cíclicas e inversas.

Una palabra libremente reducida no trivial u en F ( X ) se llama pieza con respecto a (∗) si existen dos elementos distintos r 1 , r 2 en R que tienen u como segmento inicial común máximo.

Nótese que si es una presentación de grupo donde el conjunto de relatadores definitorios S no está simetrizado, siempre podemos tomar el cierre simetrizado R de S , donde R consiste en todas las permutaciones cíclicas de elementos de S y S −1 . Entonces R está simetrizado y también es una presentación de G .

Condiciones de cancelación métricas pequeñas

Sea 0 <  λ  < 1. Se dice que la presentación (∗) como la anterior satisface la condición de cancelación pequeña C ′( λ ) si siempre que u es una pieza con respecto a (∗) y u es una subpalabra de algún r  ∈  R , entonces | u | <  λ | r |. Aquí | v | es la longitud de una palabra v .

La condición C ′( λ ) a veces se denomina condición de cancelación métrica pequeña .

Condiciones de cancelación pequeñas no métricas

Sea p  ≥ 3 un entero. Se dice que una presentación de grupo (∗) como la anterior satisface la condición de cancelación pequeña C ( p ) si siempre que r  ∈  R y

donde u i son piezas y donde el producto anterior se reduce libremente como está escrito, entonces m  ≥  p . Es decir, ningún relator definitorio puede escribirse como un producto reducido de menos de p piezas.

Sea q  ≥ 3 un entero. Se dice que una presentación de grupo (∗) como la anterior satisface la condición de cancelación pequeña T( q ) si siempre que 3 ≤ t <  q y r 1 ,..., r t en R son tales que r 1  ≠  r 2 −1 ,..., r t  ≠  r 1 −1 entonces al menos uno de los productos r 1 r 2 ,..., r t−1 r t , r t r 1 se reduce libremente como se escribe.

Geométricamente, la condición T( q ) significa esencialmente que si D es un diagrama de van Kampen reducido sobre (∗) entonces cada vértice interior de D de grado al menos tres en realidad tiene grado al menos q .

Ejemplos

Resultados básicos de la teoría de pequeñas cancelaciones

Lema de Greendlinger

El resultado principal con respecto a la condición de cancelación métrica pequeña es la siguiente afirmación (ver Teorema 4.4 en el Cap. V de [8] ) que usualmente se denomina

Lema de Greendlinger : Sea (∗) una presentación de grupo como la anterior que satisface la condición de cancelación pequeña  C ′( λ ) donde 0 ≤ λ  ≤ 1/6. Sea w  ∈  F ( X ) una palabra libremente reducida no trivial tal que w  = 1 en G . Entonces hay una subpalabra v de w y un relator definitorio r  ∈  R tal que v es también una subpalabra de r y tal que

Nótese que la suposición λ  ≤ 1/6 implica que (1 − 3 λ ) ≥ 1/2, de modo que w contiene una subpalabra más de la mitad de algún relator definitorio.

El lema de Greendlinger se obtiene como corolario del siguiente enunciado geométrico:

Bajo los supuestos del lema de Greendlinger, sea D un diagrama de van Kampen reducido sobre (∗) con una etiqueta de contorno cíclicamente reducida tal que D contiene al menos dos regiones. Entonces existen dos regiones distintas D 1 y D 2 en D tales que para j  = 1,2 la región D j interseca el ciclo de contorno ∂ D de D en un arco simple cuya longitud es mayor que (1 − 3 λ )|∂ D j |.

Este resultado se demuestra a su vez considerando un diagrama dual para D . Allí se define una noción combinatoria de curvatura (que, por los supuestos de cancelación pequeña, es negativa en cada vértice interior), y luego se obtiene una versión combinatoria del teorema de Gauss-Bonnet . El lema de Greendlinger se demuestra como consecuencia de este análisis y de esta manera la prueba evoca las ideas de la prueba original de Dehn para el caso de grupos de superficies.

Algoritmo de Dehn

Para cualquier presentación de grupo simetrizado (∗), el siguiente procedimiento abstracto se denomina algoritmo de Dehn :

Tenga en cuenta que siempre tenemos

| w 0 | > | w 1 | > | w 2 | >...

lo que implica que el proceso debe terminar en, como máximo, | w | pasos. Además, todas las palabras w j representan el mismo elemento de G que w y, por lo tanto, si el proceso termina con la palabra vacía, entonces w representa el elemento identidad de G .

Se dice que para una presentación simetrizada (∗) el algoritmo de Dehn resuelve el problema de la palabra en G si el recíproco también es cierto, es decir, si para cualquier palabra libremente reducida w en F ( X ) esta palabra representa el elemento identidad de G si y sólo si el algoritmo de Dehn, comenzando desde w , termina en la palabra vacía.

El lema de Greendlinger implica que para una presentación C ′(1/6) el algoritmo de Dehn resuelve el problema verbal.

Si una presentación C ′(1/6) (∗) es finita (es decir, tanto X como R son finitos), entonces el algoritmo de Dehn es un algoritmo no determinista en el sentido de la teoría de la recursión . Sin embargo, incluso si (∗) es una presentación C ′(1/6) infinita, el algoritmo de Dehn, entendido como un procedimiento abstracto, aún decide correctamente si una palabra en los generadores X ±1 representa o no el elemento identidad de G.

Asfericidad

Sea (∗) una presentación C ′(1/6) o, más generalmente, C(6) donde cada r  ∈  R no es una potencia propia en F ( X ), entonces G es asférico en el siguiente sentido. Considérese un subconjunto mínimo S de R tal que el cierre simetrizado de S es igual a R . Por lo tanto, si r y s son elementos distintos de S , entonces r no es una permutación cíclica de s ±1 y es otra presentación para G . Sea Y el complejo de presentación para esta presentación. Entonces (véase [17] y el Teorema 13.3 en [9] ), bajo los supuestos anteriores sobre (∗), Y es un espacio de clasificación para G , es decir G  =  π 1 ( Y ) y la cubierta universal de Y es contráctil . En particular, esto implica que G está libre de torsión y tiene dimensión cohomológica dos.

Curvatura más general

En términos más generales, es posible definir varios tipos de "curvatura" local en cualquier diagrama de van Kampen como -de manera muy aproximada- el exceso promedio de vértices + caras - aristas (que, según la fórmula de Euler, deben sumar 2) y, al mostrar, en un grupo particular, que esto siempre es no positivo (o -mejor aún- negativo) internamente, demostrar que la curvatura debe estar en el límite o cerca de él y, de ese modo, tratar de obtener una solución del problema verbal. Además, se puede restringir la atención a los diagramas que no contienen ninguna de un conjunto de "regiones" tales que exista una región "más pequeña" con el mismo límite.

Otras propiedades básicas de los pequeños grupos de cancelación

Aplicaciones

Algunos ejemplos de aplicaciones de la teoría de pequeñas cancelaciones incluyen:

Generalizaciones

Referencias básicas

Véase también

Notas

  1. ^ Bruce Chandler y Wilhelm Magnus , La historia de la teoría combinatoria de grupos. Un estudio de caso en la historia de las ideas. Estudios de historia de las matemáticas y las ciencias físicas, 9. Springer-Verlag, Nueva York, 1982. ISBN 0-387-90749-1
  2. ^ VA Tartakovskii, Solución del problema verbal para grupos con una base k-reducida para k>6 . (Ruso) Izvestiya Akad. Nauk SSSR. Ser. Mat., vol. 13, (1949), págs. 483–494.
  3. ^ Martin Greendlinger, Algoritmo de Dehn para el problema verbal. Communications on Pure and Applied Mathematics, vol. 13 (1960), págs. 67–83.
  4. ^ Martin Greendlinger, Algoritmos de Dehn para problemas de conjugación y de palabras, con aplicaciones. Communications on Pure and Applied Mathematics, vol. 13 (1960), pp. 641–677.
  5. ^ Martin Greendlinger, Un análogo de un teorema de Magnus. Archiv der Mathematik, vol 12 (1961), págs. 94–96.
  6. ^ Roger C. Lyndon , Sobre el algoritmo de Dehn. Mathematische Annalen , vol. 166 (1966), págs. 208-228.
  7. ^ Paul E. Schupp, Sobre el algoritmo de Dehn y el problema de la conjugación. Mathematische Annalen , vol 178 (1968), págs.
  8. ^ abcde Roger C. Lyndon y Paul Schupp, Combinatorial group theory. Reimpresión de la edición de 1977. Classics in Mathematics. Springer-Verlag , Berlín, 2001. ISBN 3-540-41158-5
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