图论 (5)
图论第5、6章
第5章 对集
算法用生长“以u为根的M交错树”的 方法 ,来系统地搜索M可扩路. 树中除 u外都是M饱和的,直到碰到第一个 M 不饱和的顶点时,即得一M可扩路.当树 不能再生长下去时,即有N(S)=T.
本算法是个‘好’算法: 从一个M到 下一个,至多进行X次搜索运算;M 至多扩大X次.
例:
5.5 最优分派问题
第5章 对集
构作一个具有二分类(X, Y)的偶图G,其中 X={X1, X2, …, Xn},Y={Y1, Y2, …, Yn}, 并且Xi与Yj相连当且仅当工人Xi胜任工作Yj. 于是问题转化为确定G是否有完美对集的问 题.
下面给出的算法称为匈牙利算法,对任意 一个具有二分类(X, Y)的偶图G,它寻找G 的一个饱和X中所有顶点对集,或找到X的 一个子集S,使|N(S)| < |S| .
第5章 对集
若G有正常的k边着色,则称G是k边可着色的. 每个无环图都是ε边可着色的; 若G是k边可着色的,则一定是k+1边可着色的. 使G为k边可着色的最小整数k称为G的边色数, 记为χ’(G) . 若G的边色数为k,也称G是k边色的. 下图的边色数是多少?
第5章 对集
显然,在任何正常边着色中,和任一顶 点关联的边必须分配以不同的颜色,因 此
第5章 对集
定理5.2(Hall 1935) 设G是具有二分类(X,Y) 的偶图,则G包含饱和X的每个顶点的对集当 且仅当
|NG(S)|≥|S| 对所有S ⊆ X成立.
❖Hall定理是图论中最有用的定理之一,它 在数学及其他许多学科中都有应用.
Hall定理的证明
第5章 对集
必要性 假设G包含对集M,它饱和X的每个顶 点,并设S是X的子集. 由于S的顶点在M下和 N(S)中相异顶点配对,显然有|N(S)| ≥ |S| .
图论第5章
例如:
上图是3-正则图,且可以1-因子分解,但不存在Hamilton圈。
定理9 若3-正则图有割边,则不可1-因子分解。 证明 若3-正则图G可1-因子分解,因去掉G的不含割边的1-因子 后,图中每个点均为2度,从而每条边均在回路中,特别地割边 也在回路中,矛盾。 注:没有割边的3-正则图可能也没有1-因子分解,如彼得森图。
因与 S 中的顶点关联的边必与 N(S) 中的顶点关联,所以 我们可以推出E1 E2。 因此
k N S E2 E1 k S
由此可知
N S S
再根据Hall定理,可知G有一个饱和X的每个顶点的匹配M,
由于|X| = |Y|,所以M是完美匹配。
图G的一个覆盖: 指V(G)的一个子集 K,使得G的每条边都至 少有一个端点在 K 中。 G的最小覆盖: G中点数最少的覆盖。 例
|M|≤|M*|≤|
~ |≤|K|。 K
~ 由于|M|=|K |,所以 |M| = |M*|, | K | = |K|。
定理4(Kǒnig, 1931) 在偶图中,最大匹配的边数等于最小 覆盖的顶点数。 证明 设G 是具有二分类(X, Y)的偶图,M*是G的最大 匹配,用U 表示 X 中的 M* 非饱和顶点的集,用 Z 表示 由 M*交错路连接到 U 中顶点的所有顶点的集。
所以,G有完美匹配。
例 彼得森图满足推论的条件(即没有割边的 3-正则图),故它有完美匹配.
注: 有割边的3正则图不一定就没有完美匹配 。
有完美匹配
没有完美匹配
§5.4 因子分解
图G的因子: G的一个至少有一条边的生成子图; G的因子分解: 将G分解为若干个边不重的因子之并。 n-因子:指n度正则的因子。 例:1-因子的边集构成一个完美匹配。 2-因子的连通分支为一个圈。
第五章 图论
图论可应用于多个领域,如信息论,控制论, 运筹学,运输网络,集合论等(如用关系图来 描述一个关系)。
计算机领域,其可应用于人工智能,操作系统, 计算机制图,数据结构)
§1
图论基本概念
1-1 图的实例 问题1、哥尼斯堡桥问题
A C B D C B A D
问题:一个散步者能否从任一块陆地出发,走过七 座桥,且每座桥只走过一次,最后回到出发点?
同理,结点间按别的对应方式,便都不存在一一对应
关系。
所以G1,G2不同构。
两图同构有必要条件:
(1)结点数相同; (2)边数同; (3)次数相同的结点数目相等。
1-5 多重图与带权图
1.5.1 多重图 定义11、一个结点对对应多条边,称为多重边。
包含多重边的图称为多重图,否则,成为简单图。
如:
如:基本通路:p1,p2,p3.
简单通路:p1,p2,p3,p5,p6. p4,p7既不是基本通路,也不是简单通路。
定义3、起始结点和终止结点相同的通路称为回路。 各边全不同的回路称为简单回路,各点全不同 的回路称为基本回路。
例2、上例中,1到1的回路有: c1: (1,1,),c2: (1,2,1),c3: (1,2,3,1), 1 2
例2、设有四个城市c1,c2,c3,c4;其中c1与c2间, c1与c4间,c2与c3间有高速公路直接相连,用图表 示该事实。 解:G=<V,E>,其中:V={c1,c2,c3,c4}, E={l1,l2,l3}={(c1,c2),(c1,c4),(c2,c3)} 例3、有四个程序p1,p2,p3,p4,其间调用关系为p1 p2, p1 p4,p2 p3,用图表示该事实。 解:G=<V,E>,V={p1,p2,p3,p4}, E={l1,l2,l3}={(p1,p2),(p1,p4),(p2,p3)}
第五部分图论GraphTheory教学课件
图的基本类型(5)
底图:将有向图G的所有有向边换成无向边,得到 的无向图称为G的底图。
19
图的基本类型(6)
定向图:将无向图G中每条无向边指定一个方向所 得到的图称为G的定向图。
20
图的基本分类(7)
逆图
称将为有G向的图逆G图的,每记一为条~G边。的方向颠倒所得到的图
a
a
b
c
逆图 b
54
图同构示例 1
b
c
a G
d b’
b’
d’
a’
c’
G’
c’
a’
G’
d’
55
图同构举示例2
a1
b1
a d1
d a1
b
c1 c
b1
a
d1
b
c1
d
c
a a1 d1
d
b b1 c1
c
56
图同构示例3
G1
GG3 2
GG11≌≌GG32?
57
自补图
如果G和它的补图 G同构,称G为自补图
a
a’
b
e
d’
理论》 经过近六十多年的发展,逐渐成为一门相对独立的学
科。
4
图论的应用
网络技术的理论基础和重要的研究工具 生物和化学:区别分子式相同但结构不同的两
种化合物。 计算机和通信:用于通信网络和计算机网络的
设计,交通网络的合理分布
大型工程项目的计划管理。
5
图的基本概念 1
图(graph):由结点(顶点)(vertex) 和连接结点的边所构成的图形.
i 1
n
((deg (vi ) deg (vi ))((deg (vi ) deg (vi ))
第五章图论与网络模型-推荐下载
有如下性质:① Σ v ∈ Vd(v)= 2 |E| ;② 图中次数为奇数的顶点必为偶数个;③ Σ v ∈ Vd + (v )= Σ v ∈ Vd - (v) .每个 顶点的度为n - 1 的n 阶无向图称为n 阶无向完 全图,记为K n .每个顶点的出度和入度均为n - 1 的n 阶有向图称为n 阶有向完全图,也记为K n .若G 的顶点集V 可分成两个不相交的非空子集V 1 ,V 2 ,使G 的每条边的端点,一个属于V 1 ,另一个属于V 2 ,则称G 为二分图或偶图,记为 G = (V 1 ,V 2 ,E) .若简单二分图G = (V 1 ,V 2 ,E)中V 1 的每个顶点与V 2 的 所有顶点相邻,则称G为完全二分图,记为K n ,m ,其中n = |V 1 | ,m = |V 2 | .图论 中的图与位置、大小、形状、面积、体积等几何要 素无关,是一种更抽象的图.图的最本质的内容实 际上就是一个二元关系,即点与边的关联关系.因 此具有二元关系的系统或结构便可用图作为数学模 型,且图具有直观性和艺术性,应用相当广泛. 设G = (V ,E) ,G′ = (V′ ,E′) ,若 V′ 彻V ,E 彻E′ ,则称G′为G的子图.特别地, 若V′ = V ,则称G′为G 的生成子图;若V′ 彻V ,E′含G 在V′之间的所有边,则称G′为由V′导 出的子图,记为G[V′] ,· 170 · 数学建
图论5-8章-习题课
证明:设 G 的对偶为 G*,则 G* 是连通的。必要性: G 为二部图,则 G 中无奇数长度回路,故 G* 中无奇数度顶点,因此 G* 是一个欧拉 图。充分性:G* 是一个欧拉图,则 G* 中无奇数度顶点,故 G 中 无奇数长度回路,因此 G 为一个二部图。
第二十八页,编辑于星期六:八点 分。
《图论》4-8 章 习题课
14. 匈牙利算法求二部图的可增广道:如图,设初始匹配 {(x2, y2), (x3, y3), (x5, y5)},求其最大匹配。
x1
x2
x3
x4
x5
y1
y2
y3
y4
y5
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《图论》4-8 章 习题课
12
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《图论》4-8 章 习题课
7. 证明:k 色图 G 中至少有 k(k1)/2 条边。
13
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《图论》4-8 章 习题课
7. 证明:k 色图G中至少有 k(k1)/2 条边。 证明:按 G 的一个 k 正常着色方案划分 G 的顶点为 k 个集合 V1,
第四页,编辑于星期六:八点 分。
《图论》4-8 章 习题课
2. 证明:Perterson 图不是平面图。
证二:反证。设其为平面图。由图示,每个面至少有5条边,即 l=5,代 入:
m (n 2)l l2
得: 3m 5(n2) 将 n =10, m =15 代入得 45 40,矛盾。
4
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v1
v2
5.图论
注意:在无向图中,无向边(a,b)是从顶点a到顶点b的 线段,无方向.在有向图中,有向边<a,b>是有方向的, 且箭头必须从a指向b.也常用e=<vi,vj>表示边.有时 用G泛指无向图或有向图,而D只能表示有向图. 几个概念: 设G=<V,E>为一无向图或有向图, (1)若V,E都是有穷集合,则称G是有限图. (2)若|V|=n,则称G为n阶图.(此处|V|表示V中元素个 数;这里n≥1) (3)若E=,则称G为零图(仅包含孤立结点的图).特别 的,若此时又有|V|=1,则称G为平凡图(只有一个结点 的图).
第三部分 图论
在计算机科学领域,如开关理论,逻辑设 计,形式语言,操作系统,编译程序,数据结 构和信息检索等,都以图论为工具来解决实 际问题和理论问题,图论有着广泛的应用. 图论的内容十分丰富,涉及面也比较广, 本部分所涉及的只是图论中最基本的,但在 实际中经常用到的知识.
第7章 图的基本概念
7.1 无向图和有向图
定义 一个无向图G是一个二元组<V,E>, 即 G=<V,E>,其中
(1)V是一个非空的集合(在图的运算中,有时产生 顶点集合为的结果,因而规定顶点集为的图 是无意义的),称为G的顶点集,V中元素称为顶 点或结点. (2)E是无序积V&V的一个多重子集(元素可重复出 现的集合为多重集),E中元素称为无向边,也简 称边. 在一个图G=<V,E>中,为了表示V和E分别为G的顶 点集和边集,常将V记成V(G),E记成E(G).
在上图中,(2),(3)均为(1)的子图,(3)是生成图,(2) 是顶点集{v1,v2}的导出子图,也是边子集{e4,e5}的 导出子图.(3)是边子集{e1,e3,e4}的导出子图. (5),(6)是(4)的子图,(5)是生成子图,也是边子集 {e1,e2}的导出子图.(6)边子集{e1}的导出子图.
第7章 图论 -5二部图、平面图
第9章 图论
2)在G中求最大匹配 把边 (a2,b2) 从 M 中去掉,而把 (a1,b2) 和 (a2,b4) 添加到 M 中, 得到新的匹配M′=(a1,b2),(a2,b4),(a3,b3), (a5,b5),如下图所示。 对于匹配M′= (a1,b2),(a2,b4),(a3,b3), (a5,b5)重复上述过程, 已找不到M′可扩路。所以M′就是最大匹配。
第9章 图论
在子图H中,任一结点至多与M中的一条边关联且与M1中 一条边关联。因而任一结点的度数是1或2。故H的连通分支是 一条路,或者是一个回路。 如果 H的连通分支是一条路 P,则它是 M 交替路,也是 M1 交替路。如果P的两个端点均与M中的边关联,则P是M1可扩路。 由假设知, M1 是最大匹配,所以,不存在 M1 可扩路,得到矛 盾。如果P的两个端点均与M1的边关联,那么P是一条M可扩路 与题设矛盾。故 P 只能是一个端点与 M 中的边关联,另一个端 点与M1中的边关联,这样P中属于M的边数与属于M1的边数相 等。 如果 H的连通分支是一个回路,回路中的边交替地属于 M 和M1,因而属于M的边数与属于M1的边数相等。 从上面可以看到,H中属于M的边与属于M1的边的数目相 等。再加上既属于M又属于M1的边,可以得出:M中的边数与 M1中的边数相等。所以,M是最大匹配。
第9章 图论
由上述讨论可见:利用可扩路可以增加匹配所含的边数。 不断地寻求G的可扩路,直到再也找不到新的可扩路,就可得 到一个最大匹配。将这个结论写成下列的定理。 定理 7.5.2 设 G=V1,V2,E是二部图, M为G的最大匹配的充分 必要条件是G中不存在M可扩路。 证明:设M为G的最大匹配,下证G中不存在M可扩路。 如果G中存在一条M可扩路,则可以得到比M的边数多1的 匹配,所以M 不是最大匹配,矛盾。所以G 中不存在M 可扩路。 设G中不存在M可扩路,下证M为G的最大匹配。 设M1是最大匹配,证明|M|=|M1|。 考察属于M而不属于M1和属于M1而不属于M中的边,由这 些边连同它们的端点一起构成G的子图H。
离散数学图论5
格雷码(gray code)
为了确定圆盘停止旋转后的位置, 把圆盘划分成2n个扇区, 每 个扇区分配一个n位0-1串. 要用某种电子装置读取扇区的赋值. 当圆盘停止旋转后, 如果电子装置处于一个扇区的内部, 它将 能够正确的读出这个扇区的赋值, 如果电子装置恰好处于两个 扇区的边界上, 就可能出问题. 如何赋值, 才能将可能出现的误差减少到最小?
第6章 特殊的图
6.1 二部图 6.2 欧拉图 6.3 哈密顿图 6.4 平面图
1
6.1 二部图
二部图 完全二部图 匹配
极大匹配,最大匹配,完美匹配,完备匹配
Hall定理
2
二部图
定义 设无向图 G=<V,E>, 若能将V 划分成V1 和 V2 (V1V2=V, V1V2=), 使得G中的每条边的两个端 点都一个属于V1, 另一个属于V2, 则称G为二部图, 记为<V1,V2,E>, 称V1和V2为互补顶点子集. 又若G 是简单图, 且V1中每个顶点都与V2中每个顶点相邻, 则称G为完全二部图, 记为Kr,s, 其中r=|V1|, s=|V2|.
M1
M2
6
二部图中的匹配
定义 设G=<V1,V2,E>为二部图, |V1||V2|, M是G中最 大匹配, 若V1中顶点全是M饱和点, 则称M为G中V1 到V2的完备匹配. 当|V1|=|V2|时, 完备匹配变成完美 匹配.
例
完备,不完美
不完备
完美
7
一个应用实例
例 某课题组要从a, b, c, d, e 5人中派3人分别到上海、广州、 香港去开会. 已知a只想去上海,b只想去广州,c, d, e都 表示想去广州或香港. 问该课题组在满足个人要求的条件 下,如何派遣?
图论第5章
饱和V1的每个顶点的匹配
V2 s1 s2 s3 s 4 s5
9
2、Hall定理(相异性条件)
取图 G 的一个顶点子集S,令 N (S) = { v | 存在 u∈S,且v与u 相邻} 称 N (S) 为 S 的邻集。
v1
例如图
v8
v7
v6
中
v2
v3
v4
v5
取 S = {v1, v2}, 则 N (S) = {v8, v3,v1, v2}
5
2、贝尔热定理
定理1(Berge, 1957) G 的匹配 M是最大匹配当且仅当 G 不含 M 可扩路 . (等价于: M不是最大匹配当且仅当 G 含 M 可扩路 ) 证明 :证明其等价结论。 充分性:假设M是G的匹配,并设G 包 含的M可扩充路 为
v0v1…v2m+1 , 定义M′ E 为
M′= (M\{ v1v2, v3v4,…,v2m-1 v2m})∪{ v0v1, v2v3,…,v2m v2m+1} 则M′是G的匹配,且 | M′| = |M| +1,因而M就不是最大匹 配。
类似于定理2的证明,可知T中的每个顶点都是M*饱和的 ~ ,并且N(S)=T。定义 K = (X\S)∪T(见图)。
S U X \S
T=N (S)
20
则G的每条边必然至少有一个端点在 K 中,因为否则就 存在一条边,其一个端点在S中,而另一个端点在Y\T中, ~ K 这与N(S)=T相矛盾。于是 是G的覆盖。并且显然有
v1 x3
12
由(2.2)式和(2.3)式推出
|N(S )| = | T |= |S |-1< |S | 这与假定(2.1)式矛盾。 所以M*饱和X的所有顶点. 推论 若G是k正则偶图(k>0),则G有完美匹配。 证明 设G是具有二分类(X, Y)的k正则偶图 (k>0)。首先有 |X| = |Y| (习题1的9). 任取X的一个子集S ,令 E1={e | e∈E,并且 e 与 S 中的顶点关联}
5经典图论问题
5经典图论问题5.1 一笔画问题一笔画算法即是从起点a开始选择关联边(第一这条边不是往回倒,第二这条边在前面延伸路上没有出现过)向前延伸,如果到达终点b,得到a—b迹,判断路上的的边数是否为图的总边数,是就终止,否则选择迹上某个关联边没有用完的顶点v,用同样方式再搜索v—v的闭迹,添加到a—b迹上,即得到a—v---v—b迹,如果这个迹的边数还没有达到总边数,则再选择迹上某个关联边没有用完的顶点。
逐步扩展即可。
二、弗罗莱(Fleury )算法任取v 0∈V(G),令P 0=v 0;设P i =v 0e 1v 1e 2…e i v i 已经行遍,按下面方法从中选取e i+1: (a )e i+1与v i 相关联;(b )除非无别的边可供行遍,否则e i+1不应该为G i =G-{e 1,e 2, …, e i }中的桥(所谓桥是一条删除后使连通图不再连通的边);(c )当(b )不能再进行时,算法停止。
5.2 中国邮递员问题(CPP )规划模型:设ij x 为经过边j i v v 的次数,则得如下模型。
∑∈=Ev v ij ijji x z ϖmin∑∑E∈E∈∈=j i i k v v i v v ki ij V v x x ,E ∈∈≤j i ij v v N x ,15.3 旅行推销员问题(TSP ,货郎担问题)(NPC 问题) 定义:包含图G 的所有定点的路(圈)称为哈密顿路(圈),含有哈密顿圈得图称为哈密顿图。
分析:从一个哈密顿圈出发,算法一:(哈密顿圈的充要条件:一包含所有顶点的连通子图,二每个顶点度数为2) 象求最小生成树一样,从最小权边加边,顶点度数大于3以及形成小回路的边去掉。
算法二:算法三:示例:设旅行推销员的矩阵为⎪⎪⎪⎪⎪⎭⎫ ⎝⎛01086100111281101565150规划模型:先将一般加权连通图转化成一个等价的加权完全图,设当从i v 到j v 时,1=ij x ,否则,0=ij x ,则得如下模型。
图论第五章答案
10 . 假定一个连通的平面性 二部图有 v个顶点和 e条边.证明:若 v 3,则 e 2v 4.
证:由“连通平面二部 图”知:该图每个面的 边数至少为4.(推论5.7的相关讲解注 释). 1 则由面的度数关系得: 4r 2e,即r e.又由欧拉公式知: v e r 2, 则e v r 2 2 1 v e 2,即e 2v 4. 2
2, n为偶数; 20. 对于圈图Cn (n 3),证明: ' (Cn ) { 3, n为奇数. 证:此题是讲义第五章 P1 例5.1(3.)的变式. 对圈图Cn (n 3)的边着色 对圈图Cn (n 3)的顶点着色 .
21 . 证明:每一简单、 3 正则、 Hamilton图,都有 ’ 3.
11 . 平面上有 n个点,其中任两个点之 间的距离至少是 1.证明:在这 n个点中,距 离恰好为1的点对数至多是 3n 6.
证:此题同讲义第五章 P10 例5.4. 首先建立图G (V , E ), 其中V就取平面上给定的 n个点(位置也不变),两点间距离 为1时,该两顶点之间用一 条直线段连接.只要证明G是平面图即可 . 由平面图定义(如图G能示画在曲面S上且使G的边仅在端点处相交 ),可反设在G 中存在相交的两条边 . 不妨设不同的边 uv和xy相交于非端点处 o,其夹角为 (0 ). 若 (或0),则如图(a.)所示,存在两点 (点u和x, 或点y和v)距离小于 1,矛盾. 若0 , 则如图(b.)所示,由边uv和xy的距离均为 1可知,在u, v, x, y中至少有两 1 1 1 点使从交点o到这两点的距离不超过 .不妨设这两点为u和x,则 ou , ox . 2 2 2 1 1 此时,在uox中, ux ou ox 1.因而,点u与x之间的距离小于 1,矛盾. 2 2 因此G为平面图. 从而由推论5.6知,图G的边不会超过3n 6. 故在这n个点中,距离恰好为 1的点对数至多是 3n 6.
图论第五章
Ch.5. Coloring of Graphs
4
Graph Theory
Clique number
5.1.6
The clique number of a graph G, written ω(G), is the maximum size of a set of pairwise adjacent vertices (clique) in G.
Ch.5. Coloring of Graphs
11
Graph Theory
Proposition 5.1.16. If G is an interval graph, then (G) =ω(G)
Proof: Order the vertices according to the left endpoints of the intervals in an interval representation. Apply greedy coloring, and suppose that x receives k, the maximum color assigned. Since x does not receive a smaller color, the left endpoint a of its interval belongs also to intervals that already have colors 1 through k-1. These intervals all share the point a, so we have a k-clique consisting of x and neighbors of x with colors 1 through k-1. Hence ω(G) ≥ k ≥ (G). Since (G) ≥ ω(G) always, this coloring is optimal.
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定理10.2.3
任意一个无向连通图G至少存在一棵生成子树。
证明1.若G是无回路的,则G本身就是一棵生成子树; 2.若G至少存在一个回路,在此回路中删去其中任 意一条边得G1,此时不会影响图G的连通性;若G1仍然有 回路,再在任意一个回路中删去其中任意一条边得G2, 此时不会影响图G1的连通性。重复上述步骤,直至得到 一个连通图T,且T是无回路的,但T与G有同样的结点集, 所以,T是G的生成子树。■
2013-7-10 数学学院 49--6
证明3)4)
①、首先证明G中无回路。用第一数学归纳法证明,对n作归纳。 当n=1时,m=n-1=0,显然无回路;假设当n=k-1时,命题成立, 即图无回路;当n=k时,因G是连通的,故G中每一个结点的度数均 大于等于1。可以证明至少有一个结点v0 ,使得deg(v0)=1,因若k 个结点的度数都大于等于2,则有: 2m=deg(v0)+deg(v1)+deg(v2)+……+deg(vk) 2+2+2+……+2=2k (其中:v0 ,v1 ,v2 ,……,vk 是G中的所有k个结点)。从而有:mk, 即至少有k条边,但这与m=n-1发生矛盾。在G中删去v0及其关联的 边得到一个新图G1 ,根据归纳假设知G1 无回路。由于deg(v0)=1, 所以再将结点v0及其关联的边加回得到原图G,则G也无回路。 ②、其次证明在G中任意二结点vi,vj之间增加一条边(vi,vj), 得到一条且仅一条基本回路。由于G是连通的,从vi到vj有一条通路 L,再在L中增加一条边(vi ,vj),就构成了一条回路。若此回路不 是唯一的和基本的,则删去此新边,G中必有回路,得出矛盾。
解 此问题即为找图a的生成树问题。由图a可知:n=5, 则n-1=4,所以至少要铺设4条路才行。可按图b、c所示 的线路铺设。
2013-7-10 数学学院 49--16
10.2.3 最小生成子树
定义10.2.3 设G=<V,E>是连通的赋权图,T是G 的一棵生成树,T的每个树枝所赋权值之和称为T 的权,记为w(T)。G中具有最小权的生成树称为G
的最小生成树。
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1.克鲁斯克尔算法
1) 在G中选取最小权边e1,置i=1。 2) 当i=n-1时,结束,否则转3)。
3) 设已选取的边为e1,e2,…,ei,在G中选取不同
于e1,e2,…,ei 的边ei+1 ,使{e1,e2,…,ei,ei+1}
中无回路且ei+1是满足此条件的最小权边。
中有m=n-1,于是有: 2(n-1)2n-k, 由此可得:k2。 这就说明T中至少有两片树叶。■
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10.2.2
定义13.4
生成树
若连通图G的某个生成子图是一棵树,
则称该树为G的生成树,记为TG。生成树TG中的边
称为树枝;G中不在TG中的边称为的弦;TG的所有
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例3
求下图(a)所示的图的生成子树。
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避圈法
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例4
某地要建5个工厂,拟修筑道路连接这5处。经勘测其 道路可依如a图的无向边铺设。为使这5处都有道路相 通,问至少要铺设几条路?怎样铺设?
得到k个结点的连通而无回路的图,由归纳假设知它有k1条边。再将结点v0及其关联的边加回到原来的图中得到 原图G。所以G中含有k+1个结点和k条边,为此满足:m=
n-1。
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证明2)3)用反证法。
若G不连通,设G中有k个连通分支(k2)G1,G2,…,Gk , 其结点数分别为n1,n2,…,nk,边数分别为m1,m2,…,mk, 且有: n=n1+n2+…+nk, m=m1+m2+…+mk, 由于G中无回路,所以每个Gi(i=1,2,3,…,k)均为树, 因此有: mi=ni-1 (i=1,2,3,…,k), 于是有: m=m1+m2+…+mk=(n1-1)+(n2-1)+…+(nk-1) =n1+n2+…+nk-k=n-k<n-1, 由此得出矛盾。所以G是连通的,且m=n-1。
1) 令G0=G,置i=0。 2) 当i=m-n+1时,结束,否则Gi 中含回路,转
3)。
3) 设C为Gi中的一条回路,ei为C上权值最大的边。
4) 置Gi+1=Gi-ei,i=i+1,转2)。
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例6
用管梅谷算法求下图a中赋权图的最小生成树。 解 因为图中n=8,m=12,所以按算法要执行 m-n+1=5次,其过程见图b~f。
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w(T)=34
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例1:指出下图中树与森林
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树的性质
定理10.2.1设G=<V,E>是一个简单无向图。则以 下关于树的定义都是等价的: 1) G是连通且不含回路的; 2) G中无回路,且m=n-1,其中:m是图G中的所有边的 边数,n是图G中的所有结点的结点数; 3) G是连通的,且m=n-1,其中:m是图G中的所有边的 边数,n是图G中的所有结点的结点数; 4) G中无回路,但在G中任何二结点之间增加一条新边, 就得到唯一的一条基本回路; 5) G是连通的,但删除G中的任意一条边后,便不连通; (n2) 6) G中每一对结点之间有唯一的一条基本通路。(n2)。
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证明
采用循环论证方法。
即只需证1)2)3)4)5)6)1)即可。
1)2)用第一数学归纳法证明,对n作归纳。 当n=1时,m=0,显然有m=n-1;
假设当n=k时,命题成立;
当n=k+1时,由于G连通而无回路,所以G中至少有 一个度数为1的结点v0,在G中删去v0及其关联的边,便
杨春
Email:yc517922@
2013年7月10日星期三
第10章 树
10.2 无向树
定义10.2.1 连通而不含回路的无向图称为 无向树,简称树。树中度数为1的结点称为树叶; 度数大于1的结点称为分支点或内部结点。常用T 表示树。 不含回路的无向图称为森林。 若图G是森林,则G得到的每个连通分支都是 树。
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证明4)5)
若G不连通,则存在两个结点vi和vj,在vi和vj之间无 通路,此时增加边(vi,vj),不会产生回路,但这与题 设矛盾。由于G无回路,所以删去任一边,图便不连通。
5)6)
由于G是连通的,因此G中任意二结点vi和vj之间都 有通路,于是就有一条基本通路。若此基本通路不唯一, 则G中含有回路,删去回路上的一条边,G仍然是连通的, 这就与题设不符。所以此基本通路是唯一的。
4) 置i=i+1,转2)。
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例5
用克鲁斯克尔算法求下图a中赋权图的最小生 成树。 解 因为图中n=8,所以按算法要执行n-1=7次, 其过程见图b至h。
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w(T)=34
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2.管梅谷算法
弦的集合称为生成树的补。
对连通图G=(n,m),G的生成树T有n个结点, n-1条边,m-n+1条弦。
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例2
在上图中(b)、(c)所示的树T1、T2,它们都是图(a) 的生成树,而图(d)所示的树T3,则不是图(a)的生成树。
对于生成树T1,e1,e2,e3,e4是树枝,而e5,e6,e7是弦, 集合{e5,e6,e7}是T1的补; 对于生成树T2,e1,e2,e6,e7是树枝,而e3,e4,e5是弦, 集合{e3,e4,e5}是T2的补。
6)1)
显然G是连通的。若G中含有回路,则回路上的任意 二结点之间有两条基本通路,这与题设矛盾。因此,G连 通且不含有回路。■
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定理10.2.2
任意非平凡的树T=(n,m)中,至少有两片树叶。
证明因树T是连通的,从而T中各结点的度数均大于等 于1。设T中有k个度数为1的结点(即k片树叶),其余结点 的度数均大于等于2。于是有 2m=deg(v1)+deg(v2)+deg(v3)+……+deg(vn) k+2(n-k)=2n-k。 (其中:v1,v2,v3,……,vn是树T中的n个结点)由于树
一个无向连通图G,如果G是一棵树,则它的生成子 树是唯一的,即是G本身;如果G不是一棵树,那么它的 生成子树就不是唯一的。
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求生成子树的方法
破圈法 每次去掉回路中的一条边,其 去掉的边的总数为m-n+1。 避圈法 每次选取G中一条与已选取的边
不构成回路的边,选取的边的总数为n-1。