图论第七章

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第七章 图论

第七章  图论

第七章图论1设P={u,v,w,x,y},画出图G={P,L},其中(1)L={uv,ux,uw,vy,xy};(2)L={uv,vw,wx,wy,xy},并指出各个点的度。

解对应于(1)的图如图7—1所示。

其中各点的度为:d G(u)=3, d G(x)=2, d G(y)=2, d G(v)=2, d G (w)=1.对应于(2)的图如7—2所示。

各点的度为:d G (u)=1, d G (x)=2, d G (y)=2, d G (v)=2, d G (w)=3。

U V UVXY XYWW图7—12 设图G有5个点,4条边,在同构的意义下,画出图G的所有可能形式。

解图7—3是图G的所有可能形式。

图7—2 图7--33 图G=(P ,L )如图7—4所示,试画出G 的三个不同支撑子图。

图7--4解 图7—5(a ),(b),(c)就是图G 的三个支撑子图。

(a ) (b) (c)图7--54 是否可以画一个图,使各点的度与下面给出的序列一致,如可能,画出一个符合条件的(a) (b) (c) (d)(e) (f) (g)图,如不可能,说明原因。

(1)3,3,3,3,3,3; (2)3,4,7,7,7,7; (3)1,2,3,4,5,5;解 (1)可以,如图7—6所示:图7—6(2)不可能。

在六个顶点中,奇数度点为5个,与定理2相矛盾。

(3)不可能。

考虑两个度为5的顶点,设其为u 和v ,因为只有6个顶点,因此u 和v 除自身之外的个顶点皆相连。

而除u ,v 之外的4个顶点中的每一个都至少是两条边的端点,即这4个顶点的度都至少是非,这与其中某一个顶点的度为1矛盾。

5 设G 是有限图,M ,A 分别是G 的关联矩阵和相邻矩阵,证明:M*M / 和A 2 的对角线上的元素恰好是G 中所有点的度。

证 设L (G ),P (G )的元素分别为n,m. 令B= M*M / ,由矩阵的乘法定义知b ii=∑=nj 1a ij * a /ji i=1,2,3---------m因为M / 是M 的转置矩阵,所以 a ij= a /ji ,,又因为a ij 非0即1,所以a ij 2 = a ij 故得b ii=∑=nj 1a ij * a /ji=∑=nj 1a ij 2=∑=nj 1a ij即b ii 等于M 的第I 行中所有1的个数,也就是b ii 等于M 的第I 行所对应的点的度。

第七章_图论

第七章_图论

非连通图的边连通度为 0

平凡图G, (G)=0



第七章 图论
与称为G的相对于完全图的补图,简称为G的补图,记作
工G` 若图G≌G,则称G为
程 自补图


第七章 图论
信 定义7-1.5

简单图G=<V,E>中,若每个结点均与其余结点相连,则称G为完全图。
有n个结点的完全图称为n阶完全图,记作Kn(n≥1) 。



如:

。。






。。

K3 考虑: Kn的边数为???
信 7-2 路与回路
息 定义7-2.1 设图G=<V,E>,G中结点与边的交替序列

=vi0ej1vi1ej2 … ejkvik
学 称点v,i0r为=0v,i1k ,到…的路,.k其中. :vviri-01,,vviikr分为别ej是r的的端始点和
与 终点. 中边的条数称为它的长度。
工 若vi0=vik ,则称该路为回路。 程 若中所有边各异,则称 为迹。
K6

定理7-1.4 Kn的边数为Cn2=n(n-1)/2。
第七章 图论
信 定义7-1.7
息 设G=<V,E>, G`=<V`,E`>为两个图(同时为无向图或有向图),若V` V且 E` E,则称G`为G的子图, G为G`的母图,记作G`G。
科 若V` V或E` E,则称G`为G的真子图。
d
d
d

e1
科 a e6
e4
c
e4
ca

第七章 图论

第七章  图论

12
7.1 图及相关概念
7.1.5 子图
Graphs
图论
定义7-1.8 给定图G1=<V1,E1>和G2=<V2,E2> , (1)若V1V2 ,E1E2 ,则称G1为G2的子图。 (2)若V1=V2 ,E1E2 ,则称G1为G2的生成子图。
上图中G1和G2都是G的子图,
但只有G2是G的生成子图。
chapter7
18
7.1 图及相关概念
7.1.6 图的同构
Graphs
图论
【例4】 设G1,G2,G3,G4均是4阶3条边的无向简单图,则
它们之间至少有几个是同构的? 解:由下图可知,4阶3条边非同构的无向简单图共有3个, 因此G1,G2,G3,G4中至少有2个是同构的。
4/16/2014 5:10 PM
4/16/2014 5:10 PM chapter7 10
7.1 图及相关概念
7.1.3 完全图
Graphs
图论
【例2】证明在 n(n≥2 )个人的团体中,总有两个人在 此团体中恰好有相同个数的朋友。 分析 :以结点代表人,二人若是朋友,则在结点间连上一 证明:用反证法。 条边,这样可得无向简单图G,每个人的朋友数即该结点 设 G 中各顶点的度数均不相同,则度数列为 0 , 1 , 2 , …, 的度数,于是问题转化为: n 阶无向简单图 G中必有两个 n-1 ,说明图中有孤立顶点,与有 n-1 度顶点相矛盾(因 顶点的度数相同。 为是简单图),所以必有两个顶点的度数相同。
vV1
deg(v) deg(v) deg(v) 2 | E |
vV2 vV
由于 deg( v) 是偶数之和,必为偶数,
vV1

第7章--图论

第7章--图论
图 7 ― 5 图G以及其真子图G 1和生成子图G2
第7章 图论
定义 7.1 ― 13 如果图G中的一个子图是通过删去 图G的结点集V的一个子集V1的所有结点及与其关联的 所有边得到的, 则将该子图记为G-V1。
如图7 ― 5中, G1=G-{4}。 定义 7.1 ― 14 如果图G中的一个子图是通过删去 图G的边集E的一个子集E1的所有边, 而不删去它们的 端点而得到的, 则将该子图记为G-E1。 如图7 ― 5中, G2=G-{(2, 4)}。
第7章 图论
如例1中的图, 结点集V={a, b, c, d}, 边集 E={e1, e2, e3, e4, e5}, 其中 e1=(a, b), e2=(a, c), e3=(a, d), e4=(b, c), e5=(c, d)。
d与a、 d与c是邻接的, 但d与b不邻接, 边e3与e5是邻 接的。
定义中的结点对可以是有序的, 也可以是无序的。 我们将结点 u、 v 的无序结点对记为(u, v), 有序 结点的边e与结点u、 v的无序结 点对(u, v)相对应, 则称e为无向边, 记为 e=(u, v)。 这时称e与两个结点u和v互相关联, u、 v称为该边的两个端点。 这时也称u与v是邻接的, 否则 称为不邻接的。 关联于同一结点的两条边称为邻接边。
第7章 图论
7.1.4 子图 在研究和描述图的性质时, 子图的概念占有重要
地位。 定义 7.1 ― 12 设有图G=(V, E)和图
G′=(V′, E′)。 (1) 若V′ V, E′ E, 则称G′是G的子图。 (2) 若G′是G的子图, 且E′≠E, 则称G′是G的真子
图。
第7章 图论
(3) 若V′=V, E′ E , 则称G′是G的生成子图。 图 7 ― 5给出了图G以及它的真子图G1和生成子图G2。

离散数学-第七章-图论

离散数学-第七章-图论

则称G1与G2是同构的,记作G1 G2
怎样定义有向图的同构?
第 七 章


2/12/2021
28

散 例7、
数 学
a
d
第 七 章


2/12/2021
a' (b)
b
d ' (d)
c
c' (a)
b' (c)
29




1
2
6
10
7
9 8
2
5
3

3
4
七 章
彼得松图(petersen)


2/12/2021
1
5
6
10 7 8
9
4
30
离 散 数 学
第 七 章


2/12/2021
31
离 散 数 学
两个图同构必有: (1)结点数相同;
但不是充分条件
(满足这三个条件的两图 不一定同构)
第 (2)边数相同;

章 (3)度数列相同


2/12/2021
32
离 例8、 画出K4的所有非同构的生成子图。
散 数
七 章
边,构成一个无向重图,问题化为图论中简单道路
的问题。


2/12/2021
3
离 一、图的基本概念
散 数 学
旧金山
丹佛
洛杉矶
第 七 章


2/12/2021
底特律
芝加哥
纽约 华盛顿
4

散 设A、B是两个集合,称

第7章 图论 [离散数学离散数学(第四版)清华出版社]

第7章 图论 [离散数学离散数学(第四版)清华出版社]

6/27/2013 6:02 PM
第四部分:图论(授课教师:向胜军)
21
例:
a j i h c g d
1(a)
无 向 图
b
f
e

2(b)
7(j) 8(g) 9(d) 10(i)
6(e)
3(c) 4(h)
5(f)
6/27/2013 6:02 PM
第四部分:图论(授课教师:向胜军)
22
例:
1(b)
有向图
第四部分:图论(授课教师:向胜军)
6
[定义] 相邻和关联
在无向图G中,若e=(a, b)∈E,则称a与 b彼此相邻(adjacent),或边e关联 (incident) 或联结(connect) a, b。a, b称为边e的端点或 结束顶点(endpoint)。 在有向图D中,若e=<a, b>∈E,即箭头 由a到b,称a邻接到b,或a关联或联结b。a 称为e的始点(initial vertex),b称为e的终点 (terminal/end vertex)。
证明思路:将图中顶点的度分类,再利用定理1。
6/27/2013 6:02 PM 第四部分:图论(授课教师:向胜军) 9
[定理3] 设有向图D=<V, E>有n个顶点,m 条边,则G中所有顶点的入度之和等于所 有顶点的出度之和,也等于m。
即:
d ( v i ) d ( v i ) m.
i 1 i 1
n
n
证明思路:利用数学归纳法。
6/27/2013 6:02 PM
第四部分:图论(授课教师:向胜军)
10
一些特殊的简单图:
(1) 无向完全图Kn(Complete Graphs)

第七章 图论

第七章  图论

Graphs/图论
三、子图和补图
定义 无向简单图G=<V,E>中,若每一对结点间都有 边相连,则称该图为完全图。有n个结点的无向完全 图,记作Kn。 图10:
K 4图
Graphs/图论
定理 4 证明:
n个节点的无向完全图Kn的边数为:(1/2)*n*(n-1)。
在Kn中,任意两点间都有边相连,n个结点中任取两 点的组合数为:cn = (1/2)*n*(n-1) 故Kn的边数为: |E| =(1/2)*n*(n-1)。 (证毕)
推论:在一个具有n个结点图中,若从结点u到结点v存在 一条路,则必存在一条从u到v而边数小于n的通路。 删去所有结点s到结点s 的那些边,即得通路。
Graphs/图论
二、无向图的连通性
定义 在无向图G中,结点u和结点v之间若存在一条路, 则称结点u和结点v是连通的。
连通性是结点集合上的一种等价关系。
证明: 设:V1 :图G中度数为奇数的结点集。 V2:图G中度数为偶数的结点集。 由定理1可知
vv 1
deg( v ) deg( v ) deg( v ) 2 | E |
vv 2 vV
因为
vv 2
deg( v) 为偶数。 deg(v) 和2|E|均为偶数,所以 v v1
b
b
Graphs/图论
四、图的同构
定义 设图G=<V,E> 及G’=<V’,E’>,如果存在一一对 应的映射g:V → V’且e=(vi ,vj)(或<vi ,vj>)是G的一条 边,当且仅当e’=(g(vi ) ,g(vj))(或 <g(vi ) ,g(vj)>是G’的 一条边,则称G与G’同构,记作G ~ -G’ 。

第七章 图论

第七章  图论
i1
本讲稿第十三页,共九十一页
§7.1 图的基本概念
例:若图G有n个顶点,(n+1)条边,则G中至少 有一个结点的度数≥3。
证明:设G中有n个结点分别为v1,v2,…,vn,则由握手
定理:
n
degvi)(2e2(n1)
i1
而结点的平均度数=
2(n1)212
n
n
∴结点中至少有一个顶点的度数≥3
本讲稿第十四页,共九十一页
▪ 若G’ G,且G’ ≠G(即V’V或E’ E),则称G’是G的真子图;
▪ 若V’=V,E’E,则称G’是G的生成子图(支 撑子图)。
本讲稿第二十三页,共九十一页
§7.1 图的基本概念
2.子图和图的同构:
例:G图如下:G的真子图:
生成子图:
说明: (1)G也是G的生成子图; (2)G’=〈V,〉也是G的生成子图。
(3)路径长度:若两个结点之间有一条路经P,则路 径|P|=P中边的条数。 例:给出有向图G,求起始于1,终止于3的路径
本讲稿第三十二页,共九十一页
§7.2 路与回路
下面介绍一些专有名词:
(1)穿程全部结点的路径:经过图中所有结点的路径。 (2)简单路径:在有向图中经过边一次且仅一次的路径。
(3)基本路径:在)从一个结点到某一结点的路径,(若有的话)不 一定是唯一的; (2)路径的表示方法:
(a)边的序列表示法: 设G=<V,E>为一有向图, ,则路径可以表示
成:(<v1,v2>,<v2,v3>,….<vk-1,vk>)vi V
本讲稿第三十一页,共九十一页
§7.2 路与回路
(b)结点序列表示法: (v1,v2vk)

图论课件第七章图的着色

图论课件第七章图的着色
总结词
平面图的着色问题是一个经典的图论问题,其目标是在满足相邻顶点颜色不同 的条件下,使用最少的颜色对平面图的顶点进行着色。
详细描述
平面图的着色问题可以使用欧拉公式和Kuratowski定理进行判断和求解。此外 ,也可以使用贪心算法、分治策略等算法进行求解。
树图的着色问题
总结词
树图的着色问题是一个经典的图论问 题,其目标是使用最少的颜色对树图 的顶点进行着色,使得任意两个相邻 的顶点颜色不同。
分支限界算法
总结词
分支限界算法是一种在搜索树中通过剪枝和 优先搜索来找到最优解的算法。
详细描述
在图的着色问题中,分支限界算法会构建一 个搜索树,每个节点代表一种可能的着色方 案。算法通过优先搜索那些更有可能产生最 优解的节点来加速搜索过程,同时通过剪枝 来排除那些不可能产生最优解的节点。分支 限界算法可以在较短的时间内找到最优解,
尤其适用于大规模图的着色问题。
03
图的着色问题的复 杂度
计算复杂度
确定图着色问题的计算复杂度为NP-完全,意味着该问题在多项式时间 内无法得到确定解,只能通过近似算法或启发式算法来寻找近似最优解 。
图着色问题具有指数时间复杂度,因为对于n个顶点的图,其可能的颜色 组合数量为n^k,其中k为每个顶点可用的颜色数。
02
图的着色算法
贪心算法
总结词
贪心算法是一种在每一步选择中都采取当前状态下最好或最优(即最有利)的选 择,从而希望导致结果是最好或最优的算法。
详细描述
贪心算法在图的着色问题中的应用是通过逐个对顶点进行着色,每次选择当前未 被着色的顶点中颜色数最少的颜色进行着色,直到所有顶点都被着色为止。这种 算法可以保证最小化使用的颜色数量,但并不保证得到最优解。

第七章图论

第七章图论

以上三个条件并 不是两图同构的 充分条件,如:
a
b
c
d
e
(a)
a'
c'
b'
e'
d'
(b)
第七章 图论
图的基本概念 路与回路 图的矩阵表示 欧拉图与哈密尔顿图
7-2 路与回路
1、路的基本概念:
路: 图G=<V, E>,设 v0, v1, …, vn∊V, e1, e2, …, en∊E, 其中
ei是关联于结点vi-1, vi的边,交替序列设 v0 e1 v1 e2 … en vn称为
若 连 通 图 G中 某 两 个 结 点 都 通 过 v, 则 删 去 v 得 到 子 图 G , 在 G 中 这 两个结点必定不连通,故v是图G的割点。
7-2 路与回路
deg(v)为偶数 vV1
|V1|为偶数
定理: 有向图中所有结点的入度之和等于所有结点的出度之和
7-1 图的基本概念
(5)多重图:含有平行边的图
简单图:不含有平行边和环的图
完全图:每一对结点之间都有边关联的简单图
有向完全图:完全图中每条边任意确定一个方向所得的图
a
e
b
d
f
h
c
g
定理: n个结点的无向(有向)完全图Kn的边数为n(n-1)/2
证明: 在完全图中,每个结点的度数应为n-1,则n个结点的
度数之和为n(n-1),因此|E|=n(n-1)/2
7-1 图的基本概念
(6)子图:
G V , E , 有 G ' V ', E ' , 且 E ' E , V ' V ,

《图论》第7章-回路矩阵与割集矩阵

《图论》第7章-回路矩阵与割集矩阵

1 aj 在si 中且方向一致
sij = -1 aj 在si 中且方向相反 0 其他

若S1、S2、… 、Sk 包含了中所有割集,称S为G的完全割
集矩阵,记为 Se 。
[基本割集矩阵] 由G的所有基本割集构成的割集矩阵成为G的基
本割集矩阵,记为 Sf 。
19
7.3 割集矩阵
[定理7-3-1] 有向连通图 G=(V, A),n =|V|,m =|A|,则其任意基
故 B11+ B12 C12T=0
即 B11= -B12 C12T 故 Bk =( -B12 C12T , B12) = B12 ( -C12T , I )
而 r(Bk ) = n-1,故 r(B12 ) = n-1,即 | B12 | 0
由[定理3-2-5]知此时B12各列对应的弧构成G的一棵树。 也即 C12各列对应的弧构成G的一棵树。 8
16
7.2 割集
[定理7-2-3] 设T是连通图G的一棵生成树,e 是T的一条弦,C 是由 e 确定的 T+e 中的基本回路。则 e 包含在由C中除 e 外的每条边确定的基本割集中,而不在其他的基本割集中。 [证明] ① 设 bC且 be,S是 b 确定的基本割集。由[定理7-2-2] C和S除了b外应该还有一条公共边。S 除了b以外其它边都 是T的余树边,而C中只有 e 是T的余树边,所以此公共边 只能是e,也即e包含在S中。② 若e被包含在一个由T的树 枝 h 确定的基本割集 S 中,由[定理7-2-2] C和 S 除了e 外 应该还有一条公共边。 C 除了e以外其它边都是T的树枝, 而S中只有 h 是T的树枝,所以此公共边只能是 h,也即 h 理7-2-4] 设T是连通图G的一棵生成树,b 是T的一条树枝,S 是由 b 确定的G的基本割集。则 b 包含在由S中除 b 外的每

第七章 图论

第七章 图论

• 对于有向图 G中的任意结点 u,v 和w,结点间的距离有以下 的性质: ① du,v≥0 ② du,u=0 ③ du,v+dv,w≥du,w • 注:一般来说, du,v不一定等于dv,u • 定义D=max du,v为图的直径 • 关于有向图两个结点间的距离可以很容易的推广到无向图 中
【例】如右图所示是一个图,其中 v1e1v2e3v3e4v2e3v3e7v5是一条从v1到v5的路 v1e1v2e3v3e4v2e5v4e8v5是一条从v1到v5的迹 v1e1v2e3v3e7v5是一条从v1到v5的通路 v3e3v2e5v4e8v5e6v2e4v3是一个回路 v3e3v2e5v4e8v5e7v3是一个圈
• 定义 7-1.9 设图 G=V,E 与图 G′=V′,E′ ,如果存 在一一对应的映射g: vi→vi′且e=(vi,vj)是G的一条 边当且仅当e′=(vi′,vj′)是G′的一条边,则称G与G′同 构,记为G≌G′.
• 通俗的讲两个图同构当且仅当两个图的结点和边存在着一 一对应,且保持关联关系
• 如果一对结点间的边多于一条,则称这些边为平行边
• 定义 7-1.4 含有平行边的任何一个图称为多重图
• 不含平行边和环的图称为简单图
• 定义 7-1.5 简单图G=<V,E>中, 若每一对结点都有 边相连,则称该图为完全图。
• n个结点的无向完全图记为Kn
• 定理7-1.4 • 定义7-1.6 给定一个图G,由G中所有结点和所有 能使G成为完全图的添加边组成的图,称为图G的 相对于完全图的补图,简称为G的补图,记为 G 。
1 n个结点的无向完全图Kn的边数为2 n(n 1)
• 定义7-1.7 设图G=<V,E>, 如果有图G′=<V′,E′>, 且 E′ E, V′ V, 则称G′为G的子图

图论第7章

图论第7章
如果每天安排8节课,因为G的总边数为240,所以需要的教室数 为240/(5×8)=6。 比赛安排问题 Alvin计划邀请3对夫妇到他的避暑别墅住一个星 期。他们是:Bob和Carrie, David和Edith, Frank和Gena。由于 这6人都喜欢网球运动,所以他们决定进行网球比赛。6位客人的 每一位都要和其配偶之外的每位客人比赛。另外, Alvin将分别和 David, Edith,Frank,Gena进行一场比赛。若没有人希望在同 一天进行2场比赛,又希望比赛的天数最少,如何安排? 解:用点表示参赛人,两点连线当且仅当两人有比赛。这样得 到比赛状态图。
§7.2 顶点着色
定义1 给定图G =(V, E),称映射
π:V → {1,2,…, k} 为G的一个k-点着色,简称着色,称 {1,2,…, k} 为色集。若对 G中任意两个相邻顶点u和v均满足π(u)≠π(v),则称该着色是 正常的。图G 的正常k-着色的最小k值称为G的色数,记为
(G),简记为 。
’ (G )≤k = Δ(G )+1。
推论1 设G是Δ(G )>0的简单图。若G中恰有一个度为Δ(G )的点, 或G中恰有两个度为Δ(G )的点并且这两个点相邻,则
’ (G ) = Δ(G )。
证明 设G中恰有的两个度数等于Δ(G )的点为x 与 y, 且x 与 y相 邻。 令 G’ = G-xy,显然Δ(G’ ) = Δ(G )-1,由定理2,得
第七章 图的着色
§7.1 图的边着色
设A, B是两个集合,t 是A到B的一个映射,记为t :A→B, 对 A A, B B, 令 t ( A’) = {t (a) | a∈A’},t -1( B’) = {x |t (x)∈B’} 特别地当 B’={b} 时,t -1( B’) 也记为t -1(b)。

第七章 图论

第七章 图论

定理7-2.5 在有向图G=<V,E>中,它的每一个结点位于且只位 于一个强分图中。
7.3
图的矩阵表示
定义7-3.1 设G=<V,E>是一个简单图,它有n个结点V={v1,v2,·· n}, ·,v 则n阶方阵A(G)=(aij)称为G的邻接矩阵。 1 vi adj vj 其中aij= 0 vi nadj vj 或i=j adj表示邻接,nadj表示不邻接。
7-4
欧拉图与汉密尔图
定义7-4.1 给定无孤立结点图G,若存在一条路,经过图中每 边一次且仅一次,该条路称为欧拉路;若存在一条回 路,经过图中每边一次且仅一次,该回路称为欧拉回 路。具有欧拉回路的图称作欧拉图。
北区
A B
东区
岛区
D
C
南区
哥尼斯堡地图
定理7-4.1 无向图G具有一条欧拉路,当且仅当G是连通的,且有零 个或两个奇数度结点。 推论:无向图G具有一条欧拉回路,当且仅当G是连通的, 并且所有结点度数全为偶数。 G1中A,B,C,D四点度数为3,故不是Euler图,也不是一笔画; G2中A,B两点是3度,其它均为偶数点,故不是Euler图,但是 起终点不同的一笔画,起终点分别是A,B; G3中点的度数均为4,且连通,故它是Euler图, Euler回路 为ABCDAHDGCFBEHGFEA。在回路中各点均出现2次(起终点 多一次),因此每点均为4度。 注:Euler回路不是唯一的。 A A B
定理7-1.3 在任何有向图中,所有结点的入度之和等于所有 结点的出度之和。 证明: 因为每一条有向边必对应一个入度和一 个出度,若一个结点具有一个入度或出度,则必 关联一条有向边,所以,有向图中各结点入度之 和等于边数,各结点出度之和也等于边数,因此, 任何有向图中,入度之和等于出度之和。

离散数学_第7章 图论 -1-2图的基本概念、路和回路

离散数学_第7章 图论 -1-2图的基本概念、路和回路

第9章 图论
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第9章 图论
第7章 图论
图论是一个重要的数学分支。数学家欧拉1736年发 表了关于图论的第一篇论文,解决了著名的哥尼斯堡七 桥问题。克希霍夫对电路网络的研究、凯来在有机化学 的计算中都应用了树和生成树的概念。随着科学技术的 发展,图论在运筹学、网络理论、信息论、控制论和计 算机科学等领域都得到广泛的应用。本章首先给出图、 简单图、完全图、子图、路和图的同构等概念,接着研 究了连通图性质和规律,给出了邻接矩阵、可达性矩阵、 连通矩阵和完全关联矩阵的定义。最后将介绍欧拉图与 哈密尔顿图、二部图、平面图和图的着色、树和根树。
v3
e7
a e6e3
e2
b e5
(本课程仅讨论无向图和有向图)
v4
c
9章 图论
【例7.1.1】无向图G=V(G),E(G),G
其中:V(G)=a,b,c,d
E(G)=e1,e2,e3,e4
G:G(e1)=(a,b) G(e2)=(b,c) G(e3)=(a,c) G(e4)=(a,a)
试画出G的图形。
即,deg(v)=deg-(v)+deg+(v),或简记为d(v)=d-(v)+d+(v)
4)最大出度:+(G) =max deg+(v) | vV
5)最小出度:+(G) = min deg+(v) | vV
6)最大入度: (G) =max deg-(v) | vV
7)最小入度: (G) = min deg-(v) | vV
解:G的图形如图7.1.2所示。
图 7.1.2
由于在不引起混乱的情况下,图的边可以用有序对或无序 对直接表示。因此,图可以简单的表示为:

第七章 图论-最终版

第七章 图论-最终版

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握手定理的应用
V={v1, v2, …, vn}为无向图G的结点集,称(deg(v1), deg(v2), …, deg(vn))为G的度数列。 下面整数列是否可图化? (1) (5, 3, 3, 2, 1); (2) (2, 2, 3, 1, 5)。 解: (1) deg(i) = 偶数, 所以(1)可图化,或奇数度结点 为偶数,则其图化解可有多个。 (2) 中有3个奇度结点, 由握手定理, 图G中奇度结点 必为偶数个, 所以(2)不可图化。 下面整数列是否可简单图化? (2, 3, 2, 4, 6, 5); 解:是阶为6的简单图, (G)≤5, 所以不可简单图化。
一、图的基本概念


现实世界中许多现象能用某种图形表示 , 这种图形 是由一些点和一些连接两点间的连线所组成。 例:A、B、C、D四个队举行篮球比赛,为了表示 4个队之间比赛的情况, 我们作出下图。 在图中 4个小圆圈分别表示这4个篮球队, 称之为结点。 如果两队进行过比赛, 则在表示该队的两个结点 之间用一条线连接起来, 称之为边。 这样利用一 个图形使各队之间的比赛情况一目了然。
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韦尔奇.鲍威尔法

v1 v4 v7 v5
v2
v3 v6 v8
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7-1 图的基本概念
知识点: 图的基本概念 点与边的关联、点(边)相邻 完全图、补图,子图、生成子图 点度数 握手定理 图的同构
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度数为偶数的结点为偶度数结点(Even Degree Point)。
握手定理的推论
定理7-1.3 任何图(无向的或有向的)中,奇度数结点的个 数是偶数。 证明:设G=<V,E>为任意一图,令 V1是偶度数结点的集合,V2是奇度数结点的集合, V1∪V2=V,V1∩V2=Ø , 由握手定理可知 2m= =
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定理1 适合结合律, 定理 若 ( X,⋅)对二元运算 ⋅ 适合结合律,则对于 任何正整数 m和 n,有 1. x ⋅ x = x 。 ( xm)n = xmn 。 2.
m n m+n
定义4 定义 给定一个代数系统 V = ( X,⋅) ,如果存在 一个元素 e(或者 eR) X 使得对于任意元素 ∈ , L
例1 一个代数系统 V = (Z,+,×); 另一个代数系统 1
V2 = (Zm,+m,×m),其中 Zm = {0,1,L m−1} ,
+m和 ×m分别是模 m的加法和乘法运算,即 的加法和乘法运算, x1 +m x2 = x1 + x2
x1 ×m x2 = x1 × x2
这样可定义映射 f : Z →Zm ,即 f (i) = i 的一个同态, 则 f是 V到 V2的一个同态,因为总有 1
第七章 代数结构预备知识
7.1 集合与映射 定义1 是给定的两个集合, 定义 设 S和 T是给定的两个集合 如果有一个 ∈ , 规则 f,使对任意一个元素 x∈S 在 T中有唯一 与之对应, 的一个映射 映射。 的元素 y与之对应,则称 f 是 S到 T的一个映射。 的定义域, 记作 f : S →T和 y = f (x), 称为 f 的定义域, S y x T 称为 f 的值域, 称为 x的象, 称为 y的原像。 的值域, 原像。
定义5 的代数系统, 定义 设 V = ( X,⋅) 是有单位元 e的代数系统, ∈ 对于 x∈X , 若存在一个元素 x′,使得 x′ ⋅ x = e, 使得 是左可逆的, 的一个左逆元 左逆元; 则称 x是左可逆的,并称 x′是 x的一个左逆元; 是右可逆的, 若存在 x′′ ∈X, 使得 x⋅ x′′ = e, 则称 x是右可逆的, 的一个右逆元 右逆元; 并称 x′′是 x的一个右逆元; 既是左可逆又是右可逆的, 可逆元。 若 x既是左可逆又是右可逆的 则说 x是可逆元。
}是非负整数集合, m 例1 设 A= {0,1,2,L 是非负整数集合, 是一个
正整数, 同余关系。 正整数,令 R是 A中的模 m同余关系。则
1 = {1,m+1,2m+1,L } 2 = {2, m+ 2,2m+ 2,L } L m−1 = {m−1,2m−1,3m−1,L } 0 = {0, m,2m,L }
定理3 定理 设代数系统 V = ( X,⋅)具有单位元 e,且
∈ 适合结合律, 适合结合律,对于 x∈X,x有左逆元 x′,又有
x−1 = x′ = x′′,并且 右逆元 x′′ 则 x有唯一逆元 ,
( x ) = x。
−1 −1
7.4 同构与同态
, 定义1 定义 设 V = ( X,o1,o2,L or ) 和 V2 = (Y,o1,o2,L or ) , 1
映射的合成一般不满足交换律,但满足结合律。 映射的合成一般不满足交换律,但满足结合律。 因此 [γ (βα)](a) = γ ((βα)(a)) = γ (β(α(a))) [(γβ)α](a) = (γβ)(α(a)) = γ (β(α(a))) γ (βα) = (γβ)α
I 定理1 的映射, 定理 设 f 是 A到 B的映射, A和 IB分别是 A与
(R,⋅)是 (S,⋅) 的一个子代数系统或子代数。 的一个子代数系统 子代数。 子代数系统或
定理1 定理 设映射 f : X →Y是从代数系统 ( X,⋅) 到 (Y,∗)的一个同态,则 ( f ( X),∗)是 (Y,∗) 的一个 的一个同态, 子代数, 的同态象。 子代数,并称它是在 f 的作用下 ( X,⋅)的同态象。
定理2 定理 A到 B的映射 f 是左可逆的充要条件是 f 为单射, 是右可逆的充要条件是 f 为满射。 f 为单射, 为满射。 推论: 是可逆映射, 是双射。 推论:f : A→B是可逆映射 当且仅当 f 是双射。
定理3 的映射, 定理 设 f是 A到 B的映射,且 gf = IA, fh = IB, 则 g = h。
7.2 等价关系 定义1 定义 集合 A和 B的笛卡尔积 A×B的任一子集 × R称为 A与 B之间的一个二元关系,它的元素 之间的一个二元关系, 是有序对 (a,b),记为 aRb ,其中 a∈ A,b∈B。 关系, 当 (a,b)∉R时, 说 a与 b没有 R关系 记作 aRb。
定义2 是集合上的二元关系, 定义 设 R是集合上的二元关系,如果
为一个非空集合。 例1 设 A为一个非空集合。 IA : a →a,∀a∈ A 的一个映射, 上的恒等映射 是 A到 A的一个映射,称为 A上的恒等映射 单位映射。 或单位映射。 定义2 定义2 两个映射 f : A →B , g : A →B2, 1 1 2
∈ 当且仅当 A = A , B = B2,且对任意 x∈ A, 1 2 1 相等的映射, 都有 f ( x) = g( x),称 f 和 g是相等的映射,
这样, 这样,对任一元素 a∈ A,所有与 a有关系 R的 ∈ 元素构成一个集合, 的一个等价类 等价类, 元素构成一个集合,称之为 A的一个等价类, 记作 a,即 a = {x∈ Ax~ a} 的一个代表元 代表元。 其中 a是该等价类 a的一个代表元。
依据等价关系的定义, 具有以下性质: 依据等价关系的定义,等价类 a具有以下性质: 1. a∈a ∈ 2. 若 b,c∈a,则 b~c。 3. 若 b∈a且 b~ x,则 x∈a。 ∈ ∈
f , 定义3 是一个非空集合, 定义 设 A是一个非空集合, 1, f2,L fs 分别是
, 元运算, 是正整数, A的 k1, k2,L ks 元运算 ki 是正整数, = 1,2,L s 。 i ,
, 称集合 A和运算 f1, f2,L fs所组成的系统为一个
代数系统(或一个代数结构) 简称为一个代数 代数, 代数系统(或一个代数结构), 简称为一个代数, 代数结构 , 表示。 用记号( A, f1, f2,L fs )表示。 是有限集合时, 也称该系统是有限代数系统。 当 A是有限集合时 也称该系统是有限代数系统。
是等价关系, 显然 R是等价关系,因此
A R = {0,1,L m−1} ,
定理3 定理 集合 A的一个划分可以确定 A的一个 等价关系。 等价关系。 定理4 的一个满射, 定理 设 f是 A到 B的一个满射,则 f 可以确定 一个等价关系。 的 A一个等价关系。 定理5 设 f 是 A到 B的一个满射,则存在唯一 的一个满射, 定理 ∗ ∗ 其中~是由 双射 f : A ~ →B,使 f = f γ,其中 是由 f γ 确定的等价关系, 的自然映射。 确定的等价关系, 是 A到 A ~的自然映射。
∈ 1. 对所有的 a∈ A, 都有 aRa,即 R具有自反性; 具有自反性;
2. 对所有的 a,b∈ A, 若 aRb,则 bRa, 即 R 具有 对称性; 对称性; 3. 对所有的 a,b,c∈ A,若 aRb,bRc ,则 aRc , 具有传递性。 即 R具有传递性。 上的等价关系 用符号~表示。 等价关系。 则称 R是 A上的等价关系。用符号~表示。
记为 f = g 。
定义3 的一个映射。 定义 设 f是 A到 B的一个映射。 1. 若对任意 ai ≠ aj ,ai ,aj ∈ A, 都有 f (ai ) ≠ f (aj ), 称 f 是 A到 B的单射。 单射。 2. 若 f ( A) = B,则称 f 是 A到 B的满射。 满射。 3. 若 f 既是单射又是满射 则称它是 A到B的双射。 既是单射又是满射, 双射。
定理1 定理 设~是 A上的一个等价关系 对任意元素 是 上的一个等价关系,
a,b∈ A,若非 a = b,则有 aIb =φ。
, 定理2 上由等价关系~ 定理 设 a1,a2,L an 是 A上由等价关系~确定 的全部等价类, 的全部等价类,那么
i=1
Ua = A, ai ຫໍສະໝຸດ aj =φn等价类的集合, 称为等价类族 等价类的集合 称为等价类族 记为 A= {aa∈ A} 关于~的商集 的商集。 常用记号 A ~ 表示 A, 并称之为 A关于 的商集。
定义5 定义 设 f : X →Y 是从 ( X,⋅) 到 (Y,∗) 的一个 同态, 同态,如果 1. f是单射,称 f 是单一同态。 是单射, 单一同态。 2. f 是满射,称 f 是满同态,用表示 X~ , 是满射, 满同态, Y 的一个同态象。 并称 Y是 X的一个同态象。 3. f是双射,则 f 是同构。 是双射, 同构。
中的恒等映射, B中的恒等映射,则 IB f = f , f IA = f
定义5 定义 设两个映射 f : A→B, g : B → A,若 gf = IA 成立,则称 f 是左可逆映射,g是 成立, 左可逆映射, f 右可逆映射, 的左逆映射, 右可逆映射,并称 g是 f 的左逆映射, 是 g的 右逆映射。 也成立, 右逆映射。又若 fg = IB也成立,则称 f 和 g都 是可逆映射。 可逆映射。
x∈X,有 eL ⋅ x = x 或 x⋅ eR = x ),称 eL ∈ ),称 (
的一个左(或右) (或 eR)是 X上关于运算 ⋅ 的一个左(或右) 单位元。 单位元。 既是左单位元又是右单位元, 则称之为单位元。 若 e既是左单位元又是右单位元 则称之为单位元。
定理2 定理 若代数系统 V = ( X,⋅)有左单位元 eL, 又有 的唯一的单位元。 右单位元 eR, 则 e = eL = eR 是 X的唯一的单位元。
恒有
f (a⋅ b) = f (a)∗ f (b)
的一个同构映射, 则称 f 是 ( X,⋅)到 (Y,∗)的一个同构映射, 同构, 表示。 并称 ( X,⋅)与 (Y,∗)同构,用 X ≅Y表示。
定义3 是两个同类型的代数系统, 定义 设 ( X,⋅) 和 (Y,∗) 是两个同类型的代数系统, f是 X到 Y 一个映射。如果对任意的 a,b∈X , 一个映射。 都有 f (a⋅ b) = f (a)∗ f (b) , 则称 f 是 ( X,⋅)到 (Y,∗) 的一个同态映射,简称同态。 的一个同态映射,简称同态。 同态
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