图论及其应用

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图论及其应用

图论及其应用

图论及其应用简介图论是计算机科学中的一个重要分支,研究的对象是由边与顶点组成的图形结构以及与其相关的问题和算法。

图论的应用广泛,涵盖了计算机科学、网络科学、物理学、社会学、生物学等多个领域。

本文将介绍图论的基本概念、常用算法以及一些实际的应用案例。

图的基本概念图由顶点(Vertex)和边(Edge)组成,记作G=(V, E),其中V为顶点的集合,E为边的集合。

图可以分为有向图和无向图两种类型。

有向图有向图中的边具有方向性,即从一个顶点到另一个顶点的边有明确的起点和终点。

有向图可以表示一种有序的关系,比如A到B有一条边,但B到A可能没有边。

有向图的表示可以用邻接矩阵或邻接表来表示。

无向图无向图中的边没有方向性,任意两个顶点之间都有相互连接的边。

无向图可以表示一种无序的关系,比如A与B有一条边,那么B与A之间也有一条边。

无向图的表示通常使用邻接矩阵或邻接表。

常用图论算法图论中有许多经典的算法,其中一些常用的算法包括:深度优先搜索(DFS)深度优先搜索是一种用于遍历或搜索图的算法。

通过从起始顶点开始,沿着一条路径尽可能深入图中的顶点,直到无法再继续前进时,返回上一个顶点并尝试下一条路径的方式。

DFS可以用于判断图是否连通,寻找路径以及检测环等。

广度优先搜索(BFS)广度优先搜索也是一种用于遍历或搜索图的算法。

不同于深度优先搜索,广度优先搜索逐层遍历顶点,先访问离起始顶点最近的顶点,然后依次访问与起始顶点距离为2的顶点,以此类推。

BFS可以用于寻找最短路径、搜索最近的节点等。

最短路径算法最短路径算法用于计算图中两个顶点之间的最短路径。

其中最著名的算法是迪杰斯特拉算法(Dijkstra’s A lgorithm)和弗洛伊德算法(Floyd’s Algorithm)。

迪杰斯特拉算法适用于没有负权边的图,而弗洛伊德算法可以处理带有负权边的图。

最小生成树算法最小生成树算法用于找到一个连通图的最小的生成树。

其中最常用的算法是普里姆算法(Prim’s Algorithm)和克鲁斯卡尔算法(Kruskal’s Algorithm)。

图论思想在生活中的运用

图论思想在生活中的运用

图论思想在生活中的运用
图论思想在生活中的应用很多,例如:
1、交通出行:在城市的出行,经常会用到从一个地点到另一地点的最短路径,而解决此问题最好的方法就是使用图论,用最短路径算法来找到最优路线,比如驾车、打车、乘地铁等都会使用图论来算出最短路径。

2、网络传输:现在的互联网系统都是使用图论的方法来进行网络传输。

当多台计算机连接到网络时,都会形成一个图,通过图论,可以找到最佳的传输路径,以优化路径走向,从而提高网络的传输速度。

3、调度系统:调度系统中的人员调度及运输路线调度,也是依靠图论思想。

人员调度时,可以建立一个移动关系图,找到每一步最短路径,从而得到最佳的调动方案;而运输路线则可通过最短路线算法,计算出从一个点到另一点最短的路径,从而达到节约时间,提高工作效率的效果。

4、信息检索:在海量数据的环境下检索合适的信息,也是利用图论来解决的。

例如搜索引擎,会建立一个链接关系图,根据各页面间的链接关系来确定最优的信息检索结果。

图论及其应用

图论及其应用
χ(G)表示。若χ(G)=k,就称G是k-点可 色图。
顶点染色
定理:对于任何一个图χ(G)≤ω(G)。 ω(G)为图G的团数,用来描述χ(G)的下 界,其中ω(G)=max{k|Kk属于G}。
顶点染色
给定图G=(V,E)的一个k-点染色。用Vi表示G中染以 第i色的顶点集合(i=1,2,…,k),则每个Vi都是G 的独立集。因而G的每一个K-点染色对应V(G)的一个划 分[V1,V2,…,Vk],其中每一个Vi是一个独立集。反之 ,给出V(G)的这样一个划分(V1,V2,…,Vk),其中每 一个Vi均是独立集(1≤i≤k),则相应得到G的一个k点染色,称V(G)的这样一个划分为G的一个色划分,每 一个Vi称为色类。因此,G的色数χ(G)就是使这种划 分成为可能最小自然数k。
推论:若G是p(G) 3且g(G) 3的平图,则 q(G) g(G) ( p(G) 2)。 g(G) 2
平面图的性质
推论:任何一个简单平面图G,有 q(G)≤3p(G)-6
推论:设G是简单平面图,则δ(G)≥6.
定理:仅存在5种正多面体,即正四面体、正 方体、正八面体、正十二面体和正二十面体。
定理:每一个平面的色数不超过5
边染色
定义:无环图G的一个正常染色k-边染色(简 称k-边染色)是指一个映射φ:E(G)→{1,2, …,k},使对G中任意两条相邻的边e1和e2,有 φ(e1)≠φ(e2)。若G有一个正常k-边染色,则 称G是k-边染色的。G的边色数是指G为k-边染 色的最小整数k的值,记为
χ'(G)。若χ'(G)=k,则称G是k-边可色的。
边染色
设G有一个正常k-边染色,置Ei为G中所有染 以第i种颜色的边的全体,则E1,E2,…,Ek 是G的k个边不相交的对集,并且

图论及其应用习题答案

图论及其应用习题答案

图论及其应用习题答案图论及其应用习题答案图论是数学的一个分支,研究的是图的性质和图之间的关系。

图是由节点和边组成的,节点表示对象,边表示对象之间的关系。

图论在计算机科学、电子工程、物理学等领域有着广泛的应用。

下面是一些图论习题的解答,希望对读者有所帮助。

1. 问题:给定一个无向图G,求图中的最大连通子图的节点数。

解答:最大连通子图的节点数等于图中的连通分量个数。

连通分量是指在图中,任意两个节点之间存在路径相连。

我们可以使用深度优先搜索(DFS)或广度优先搜索(BFS)来遍历图,统计连通分量的个数。

2. 问题:给定一个有向图G,判断是否存在从节点A到节点B的路径。

解答:我们可以使用深度优先搜索(DFS)或广度优先搜索(BFS)来遍历图,查找从节点A到节点B的路径。

如果能够找到一条路径,则存在从节点A到节点B的路径;否则,不存在。

3. 问题:给定一个有向图G,判断是否存在环。

解答:我们可以使用深度优先搜索(DFS)或广度优先搜索(BFS)来遍历图,同时记录遍历过程中的访问状态。

如果在搜索过程中遇到已经访问过的节点,则存在环;否则,不存在。

4. 问题:给定一个加权无向图G,求图中的最小生成树。

解答:最小生成树是指在无向图中,选择一部分边,使得这些边连接了图中的所有节点,并且总权重最小。

我们可以使用Prim算法或Kruskal算法来求解最小生成树。

5. 问题:给定一个有向图G,求图中的拓扑排序。

解答:拓扑排序是指将有向图中的节点线性排序,使得对于任意一条有向边(u, v),节点u在排序中出现在节点v之前。

我们可以使用深度优先搜索(DFS)或广度优先搜索(BFS)来遍历图,同时记录节点的访问顺序,得到拓扑排序。

6. 问题:给定一个加权有向图G和两个节点A、B,求从节点A到节点B的最短路径。

解答:我们可以使用Dijkstra算法或Bellman-Ford算法来求解从节点A到节点B的最短路径。

这些算法会根据边的权重来计算最短路径。

数学中的图论及其应用

数学中的图论及其应用

数学中的图论及其应用图论是一门数学基础理论,用来描述事物之间的关联。

图论主要研究节点之间的连接关系和路径问题。

它的研究对象是图,图是由节点和边组成的,边表示节点之间的连接关系,节点表示事物。

图论是一种十分实用的数学工具,它是计算机科学、物理学、化学、生物学、管理学等领域的重要工具,也是人工智能和网络科学等领域的基础。

一、图论的基本概念1.1 图图是由节点和边组成的,表示事物之间的关系。

节点是图中的基本元素,用点或圆圈表示;边是连接节点的元素,用线或箭头表示。

1.2 有向图和无向图有向图是指边有方向的图,每一条边用有向箭头表示;无向图是指边没有方向的图,每一条边用线表示。

1.3 节点的度和邻居节点节点的度是指与节点相连的边的数量,具有相同度的节点称为同阶节点;邻居节点是指与节点相连的节点。

1.4 遍历和路径遍历是指从起点出发访问图中所有节点的过程;路径是指跨越边连接的节点序列,路径长是指路径中边的数量。

二、图论的应用2.1 网络科学网络科学是研究节点和边之间的关系,以及节点和边之间的动态演化的学科。

网络科学中的图模型是节点和边的结合体,其应用包括社会网络、生物网络和物理网络等。

社会网络是指人们之间的社交网络,它描述了人与人之间的关系。

社交网络可以用图模型表示,节点表示人,边表示人与人之间的互动关系,例如朋友关系、家庭关系等。

生物网络是指由生物分子构成的网络,例如蛋白质相互作用网络、代谢网络等。

在生物网络中,节点可以表示蛋白质或基因,边可以表示蛋白质或基因之间相互作用的联系,这些联系可以进一步探究生物进化和疾病发生的机理。

物理网络是指由物理粒子构成的网络,例如网络电子、量子态等。

在物理网络中,节点可以表示量子比特或电子,边可以表示色散力或超导电性等物理现象。

2.2 计算机科学图论在计算机科学中的应用非常广泛,例如数据结构、算法设计和网络安全等方面。

图论在计算机科学中的经典应用包括最短路径算法、最小生成树算法等。

图论及其应用

图论及其应用

Prim算法及思想
• • • • • 首先我们将V分成两部分U,S U∩S=∅ U∪S=V 一开始S中只有任意以个节点 每次我们枚举每条U,S之间的边权最小的边S中 这条边的端点 删除并加入U • 我们可以每次更新S中点的这个值不需要每次枚 举边复杂度O(n^2) • 如果使用堆优化可以做到O(nlogn+nlogm)
tarjan算法
tarjan算法
拓扑排序
• 每次选择一个入度为0的点加入队列,然后 删掉这个点的所有出度
小试身手
• APIO2009 atm • 有一个城市有若干条有向道路 • 一个小偷从一个点出发想偷这个城ATM机, 他从一个点出发,最后偷完之后需要到一 个酒吧庆祝,给定道路情况,每个路口atm 的钱数和有没有酒吧,求最多能偷多少钱。 • n<=100000
小试身手
对于n<=1000我们依然可以直接暴力建出图 来进行Dijsktra算法但是对于n<=10000的测 试点,所有边一共有10^10条,我们无法存下 来但是我们发现,只有x坐标相邻和y坐标相 邻的边才有意义(为什么?),然后就可以建出 图来用堆优化的Dij或者spfa过掉
小试身手
• 给你一个n个点的图,小Q有q个询问,每次 询问任意两点之间的最短路 • n<=200,q<=4000000
Байду номын сангаас
最短路算法
• 如果我们需要知道所有的点对之间的最短 路,可以使用floyed的传递闭包方法。 • floyed算法思想: • 我们每次选择一个中间点,然后枚举起点 和终点,用通过中间点的最短路径更新起 点和终点之间的最短路径时间复杂度O(n^3)
floyed代码实现
• 代码非常简单 • 注意枚举顺序

图论及其应用

图论及其应用

一个最小边割集。
连通度
定义:如果0<k≤λ(G),则称G是k-边连通图。
定理:图G是k-边连通图当且仅当对E(G)的任 意一个子集E1,若|E1|≤k-1,则G\E1仍是连通 图。
连通度
定理:对p 简单图G,有
(1) (G) (G),(G) (G); (2) (G) p 1,等号成立当且仅当G Kp; (3)(G) p 1,等号成立当且仅当G Kp; (4)对G的任意一个顶点u, (G) 1 (G u); (5)对G的任意一条边e,(G) 1 (G e) (G).
(v0-vk)路P,且E(P) E(W ) 。
若P是一条路,x与y为顶点,用
表示这条路。
当G为简单图时,W=v0e1v1e2v2···vk-1ekvk,可简写为 W=v0v1v2···vk-1vk。
路和圈
对于图G中两个给定的顶点u和v,若存在(u-v)路,则 必存在长度最短的(u-v)路P0,称P0的长度为u,v的 距离,记为dG(u,v)或d(u,v)。
Байду номын сангаас
连通图
定理:设D是连通的有向图,则D是强连通的当 且仅当D的每一条弧都含在某一有向圈中。
连通度
定义:设连通图G=(V,E)不是完全图,V1是V(G)的一个
非空真子集,若G\V1非连通,则称V1是G的点割集。若点 割集V1含有k个顶点,也称V1是G的k-点割集。
定义:图G是p 阶连通图,令
(G)
表示n个点的回路。
有向图D的有向途径是指交替地出现点和弧的一个有限非空序列
W=v0a1v1a2v2···akvk ,对于i=1,2,···,k,弧ai的起点是vi1,终点是vi,简称W是一条(v0-vk)有向途径。在严格有向图中, 可用v0v1···vk表示有向途径。

图论及其应用—典型图

图论及其应用—典型图
定理4.3.1:若G是Hamilton图,则对V(G)的每 一个非空真子集S,均有w(G\S)≤|S|(必要条 件)
4.3Hamilton图
定理4.3.2:设G是p(G)≥3的图,如果G中任意 两个不相邻的顶点u和v,均有 dG(u)+dG(v)≥p(G), 则G是若G是Hamilton图。
推论4.3.3:若G是具有p(≥3)个顶点的简单图, 且每个顶点的度至少是p/2,则G是Hamilton图 。
定理5.2.5:对k≥1,2k-正则图G有2-因子。 注:若H是G的k-正则生成子图,则称H是G的 k-因子。
5.3二分图最大对集算法
匈牙利算法。
k
w(C)定 义 为 w(ei)。 i 1
w(C)包 含 两 部 分 权 和 ,
一 部 分 是 w(C),即 每 条 边 的 和 ; eE (G)
另 外 一 部 分 是 重 复 走 的街 道E E(G),即 w(e)。 eE
因 此 , 对 于G的 人 一 个 环 游C, w(C) w(C), eE (G )
图论及其应用—典型图
4.1Euler环游 4.2中国邮路问题 4.3Hamilton图 4.4旅行售货员问题 5.1对集 5.2二分图的对集 5.3二分图最大对集算法
4.1Euler环游
定义4.1.1:经过G的每条边的迹称为G的Euler迹,如
果这条迹是闭的,则称这条迹为G的Euler环游。 一般情况下,我们把不是Euler环游的迹称为G的Euler 通路,而把含有Euler环游的图称为Euler图。
推论4.3.9:设图G的度序列为(d1,d2,…,dp) ,d1≤d2≤…≤dp,p≥3。若对任何k,1≤k<(p-1)/2 ,均有dk>k,若p为奇数,更有d(p+1)/2>(p-1)/2, 则G是Hamilton图。

电子科技大学图论及其应用 第1章

电子科技大学图论及其应用 第1章

例 判断下面两图是否同构。
u1
v1
解 两图不同构。 若两图同构,则两图中唯一的与环关联的两个点u1与v1一定 相对应,而u1的两个邻接点与v1的两个邻接点状况不同,u1 邻接有4度点,而v1没有。 所以,两图不同构。
例 指出4个顶点的非同构的所有简单图。
分析:四个顶点的简单图最少边数为0,最多边数为6,所以 可按边数进行枚举。 解 (a) (b) (c)
四、顶点的度、度序列
设v为G 的顶点,G 中以v为端点的边的条数(环计算两次)称 为点v的度数,简称为点v的度,记为dG (v),简记为d(v)。 相关术语和记号
G : 图G 的顶点的最小度
G :图G 的顶点的最大度
奇点:度数为奇数的顶点 偶点:度数为偶数的顶点 k-正则图: 每个点的度均为k 的简单图 例如,完全图和完全偶图Kn, n 均是正则图。
完全偶图是指具有二分类(X, Y )的简单偶图,其中X的 每个顶点与Y 的每个顶点相连,若 |X|=m,|Y|=n,则这 样的偶图记为Km,n。

偶图
不是偶图

G1
G2
K1, 3
K3, 3
四个图均为偶图
K1, 3, K3, 3为完全偶图
偶图是一种常见数学模型。
例 学校有6位教师将开设6门课程。六位教师的代号分别是 xi (i=1,2,3,4,5,6 ),六门课程代号是yi (i=1,2,3,4,5,6 )。已知教 师x1能够胜任课程y2和y3;教师x2能够胜任课程y4和y5;教师 x3能够胜任课程y2;教师x4能够胜任课程y6和y3;教师x5能够 胜任课程y1和y6;教师x6能够胜任课程y5和y6。请画出老师和 课程之间的状态图。 解
dG (v) dG (v) n 1 。

数学中的图论与应用

数学中的图论与应用

数学中的图论与应用数学中的图论是近年来受到广泛关注的研究领域。

在现代社会中,图论已经成为解决各种实际问题的有力工具,尤其在网络、通讯、计算机科学、运筹学等领域得到了广泛应用。

本文将介绍图论的基本概念和算法,并讨论其在实际中的应用。

一、图论的基本概念图论是一种研究边和点之间关系的数学工具。

图由顶点集和边集两个基本组成部分构成。

顶点是图中的基本元素,边连接两个顶点,表示它们之间的关系。

如果两个顶点之间有边相连,那么它们就是相邻的。

在图论中,有两种基本的图:有向图和无向图。

有向图中的边有方向,表示从一个顶点到另一个顶点的方向,而无向图中的边没有方向,表示两个顶点之间的关系是双向的。

图的表示方式有两种:邻接矩阵和邻接表。

邻接矩阵是一个二维矩阵,其中每一行和每一列表示一个顶点,矩阵中的元素表示相应的两个顶点之间是否有边相连。

邻接表是一种链表结构,每个顶点对应一个链表,在链表中存储该点的所有邻接点。

邻接表适用于表示稀疏图,而邻接矩阵适用于表示稠密图。

二、图的遍历算法在图中,从一个顶点出发,访问到这个图中所有的顶点,就称为图的遍历,其中包括深度优先遍历和广度优先遍历。

深度优先遍历的实现方案为:从图中的一个顶点开始,将其标记为已访问,然后访问其邻接点,对每个未访问的邻接点进行递归遍历。

直到所有与该顶点相邻的顶点都被访问完毕,才回溯到上一个未被访问的节点。

广度优先遍历的实现方案为:从图中的一个顶点开始,做宽度优先遍历,即先将该顶点所有的未被访问的邻接点全部入队,然后从队列中取出一个元素,标记为已经访问,访问其所有未被访问的邻接点,并将这些邻接点入队。

重复这个过程,直到队列为空。

三、最短路径算法在图论中,最短路径算法可以用来解决许多实际问题。

其中,最为经典的算法是 Dijkstra 算法和 Floyd-Warshall 算法。

Dijkstra算法是一种单源最短路径算法,用于计算有向图或者无向图的最短路径。

算法的基本思想是,通过每一次“松弛”操作,在已访问的顶点集和未访问的顶点集之间,尽可能地减小各个顶点到起点之间的距离。

图论及其应用 教案

图论及其应用 教案

图论及其应用教案教案标题:图论及其应用教学目标:1. 熟悉图论的基本概念和术语,并理解图的表示方法。

2. 理解图论在现实生活和学科领域中的应用,并能够运用图论解决实际问题。

3. 培养学生的逻辑思维和抽象建模能力,提高解决问题的能力。

教学重点:1. 图的基本概念和术语。

2. 图的表示方法及其应用。

3. 图的遍历算法和最短路径算法。

教学准备:1. 教师准备:了解图论的相关知识,查找图论在现实生活和学科领域中的应用案例。

2. 学生准备:提前了解图的基本概念和术语,查找相关应用案例。

教学过程:Step 1: 引入图论的概念 (5分钟)a. 利用具体例子向学生介绍图的概念和基本术语,如节点、边、路径等。

b. 引导学生思考图论在哪些领域中有应用,并展示相关案例。

Step 2: 图的表示方法 (15分钟)a. 介绍图的两种常见表示方法:邻接矩阵和邻接表,并比较它们的优缺点。

b. 指导学生如何根据具体情况选择适当的表示方法,并通过实例演示。

Step 3: 图的遍历算法 (20分钟)a. 介绍广度优先搜索算法(BFS)和深度优先搜索算法(DFS)的基本原理和实现方法。

b. 指导学生通过编程实践理解和掌握这两个算法,并通过例题巩固学习成果。

Step 4: 最短路径算法 (15分钟)a. 介绍迪杰斯特拉算法(Dijkstra)和弗洛伊德算法(Floyd-Warshall)的基本原理和应用场景。

b. 指导学生通过实例理解和运用这两个算法,解决最短路径问题。

Step 5: 图论的应用案例分析和讨论 (15分钟)a. 呈现一些具体的图论应用案例,如社交网络分析、交通网络规划等。

b. 引导学生分析这些案例中图论的应用方式和解决问题的思路。

Step 6: 综合应用实践 (20分钟)a. 提供一个综合性的应用场景,让学生运用图论的知识和算法解决相关问题。

b. 学生在小组合作中思考、讨论和解答问题,并呈现他们的解决方案。

Step 7: 总结和评价 (5分钟)a. 回顾图论的基本概念、常用算法和应用案例。

数学中的图论理论及其应用

数学中的图论理论及其应用

数学中的图论理论及其应用图论是一门研究图形和网络的数学理论,它是数学中的一个分支,也是计算机科学中的一个重要领域。

图论的不断发展使其应用越来越广泛,尤其在计算机网络、社交网络、交通路线等方面有着广泛的应用。

一、图论的定义与性质图论中的“图”指的是一个有限的节点集合和与这些节点相关的边集合。

在图中,节点被称为顶点,边被称为边缘。

在一个无向图中,每条边连接两个节点,没有方向性;在有向图中,每条边都有一个方向,从一个节点指向另一个节点。

图所具有的一些性质,如连通性、路径、环等,可以用来研究现实世界中的许多问题。

例如,人际关系可以用图来表示,而在图中找到最短路径可以用来表示最小成本行程的问题。

二、图的表示方法图可以通过矩阵和链表两种方式进行表示。

矩阵表示法是将图中的节点和边分别用矩阵的元素表示,由于矩阵的性质,这种方法适用于表示边的权重,但对于节点的增加和删除比较麻烦。

链表表示法是将图中的节点和边分别用链表的形式表示,这种方法适用于动态改变图的结构。

三、最短路径算法最短路径算法是图论中的一个重要问题,它是计算图中两个节点之间最短路径的算法。

最短路径算法可以采用Dijkstra算法或Floyd算法进行计算。

Dijkstra算法是一种贪心算法,通过构建带权重的图来计算两个节点之间最短距离。

该算法的基本思想是从起点出发,按照距离最近的顺序找到与该节点相邻的节点,然后根据这些节点的权重更新起点到别的节点的距离,直至找到终点。

由于该算法使用优先队列来存储节点,因此对于大规模的节点数或边数较多的图,具有较好的计算效率。

Floyd算法是一种动态规划算法,通过构建带权重的图来计算两个节点之间最短距离。

该算法的基本思想是先计算任意两个节点之间的距离,然后再使用动态规划的思想,从中间节点出发更新两个节点之间的距离,直至找到终点。

由于该算法需要计算所有的两点之间的距离,因此对于较小规模的图具有优势。

四、最小生成树算法最小生成树算法是图论中另一个重要的问题,它是用来找到给定的无向联通图的一棵生成树,使得生成树中的边权和最小。

图论及其应用

图论及其应用
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图论及其应用第一章
图论相关的交叉研究
代数图论 化学图论 随机图论 超图
拓扑图论 算法图于其它学科, Gowers将图论和组合数学中的Ramsey理论 应用于泛函分析的研究,获得了1998年的 Fields奖。
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图论及其应用第一章
内容提要 图的基本概念 图的基本概念;二部图及其性质;图的同构;关联矩 阵与邻接矩阵。路、圈与连通图;最短路问题。树及 其基本性质;最小生成树。 图的连通性 割点、割边和块;边连通与点连通;连通度; Whitney 定理;可靠通信网络的设计。 匹配问题 匹配与最大匹配;完美匹配;二部图的最大匹配。
值是个公开的难题。
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图论及其应用第一章
Ramsey数R(p,q)
-10-
图论及其应用第一章
Ramsey数的计算
• Ramsey数的计算是对人类智 力的挑战!例如R(4,5)=25 (1993年计算机11年的计算 量)
• Erdös用如下比喻说明其困难 程度:一伙外星人入侵地球, 要求一年内求得R(5,5),否 则将灭绝人类!那么也许人类 能集中所有计算机和专家来求 出它以自保;但如果外星人问 的是R(6,6) ,那么人类将别 无选择,只能拼死一战了。
2. 任意的9个人中,总有3个人互相认识或有4个人互不认 识。
3. 问题:
4.
对任意的自然数k和t,是否存在一个最小的正整
数r(k,t),使得每个至少有r(k,t)个人的团体,总有k个
人互相认识或有t个人互不认识。
5.
拉姆瑟(F.P. Ramsey)在1930年证明了这个数
r(k,t)是存在的,人们称之为 Ramsey数。确定其精确
Hamilton问题源于1856年,英国数学家Hamilton设计 了一个名为周游世界的游戏:他用一个正十二面体的二十 个端点表示世界上的二十座大城市(见图),提出的问题 是要求游戏者找一条沿着十二面体的棱通过每个端点恰好 一次的行走路线。反映到图论上就是判断一个给定的图是 否存在一条含所有顶点的回路。

图论的基本概念及其应用

图论的基本概念及其应用

图论的基本概念及其应用图论是离散数学中的一个重要分支,研究的是图的性质和图之间的关系。

图由节点和连接节点的边组成,以解决现实生活中的许多问题。

本文将介绍图论的基本概念,并探讨它在不同领域中的应用。

一、图的基本概念1. 节点和边图由节点(顶点)和边组成,节点代表某个实体或概念,边表示节点之间的关系。

节点和边可以有不同的属性,如权重、方向等。

2. 有向图和无向图有向图中,边有固定的方向,表示节点之间的单向关系;无向图中,边没有方向,节点之间的关系是相互的。

3. 连通图和非连通图连通图是指图中任意两个节点之间都存在路径;非连通图则存在至少一个节点无法到达其它节点。

4. 网络流每条边上有一个容量限制,网络流通过边传输,满足容量限制的条件下尽可能多地进行。

二、图论在计算机科学中的应用1. 最短路径通过图论中的最短路径算法,可以计算出两个节点之间的最短路径。

最短路径在无人驾驶、物流配送等领域中具有重要的应用价值。

2. 最小生成树最小生成树算法用于寻找连接图中所有节点的最小总权重的树形结构。

在通信网络、电力输送等领域中,最小生成树被广泛应用。

3. 网络流问题图论中的网络流算法可以用于解决诸如分配问题、路径规划等优化问题。

例如,在医疗资源调度中,网络流算法可以帮助医院优化资源分配。

三、图论在社交网络分析中的应用1. 社交网络社交网络可以用图模型来表示,节点代表个体,边表示个体之间的联系。

利用图论分析社交网络,可以发现用户群体、影响力传播等信息。

2. 中心性分析中心性分析用于评估节点在网络中的重要性,衡量指标包括度中心性、接近中心性等。

中心节点的识别对于广告投放、信息传播等决策具有指导意义。

3. 社团检测社团检测可以发现社交网络中具有紧密联系的节点群体,进一步分析社交群体的行为模式、用户偏好等。

四、图论在物流优化中的应用1. 供应链管理供应链中的各个环节可以用图模型表示,通过图论算法优化物流路径,提高物流效率。

2. 仓库位置问题通过图论中的最短路径算法和最小生成树算法,可以找到最佳的仓库位置,使物流成本最小化。

图论及其应用课程教学的思考与探索

图论及其应用课程教学的思考与探索

图论及其应用课程教学的思考与探索图论及其应用是计算机科学和数学领域的重要课程之一,它是研究图及其相关概念的一门学科,涉及到图的定义、表示、性质、算法等内容,并且在计算机网络、数据挖掘、人工智能等领域有着广泛的应用。

本文将对图论及其应用课程的教学进行思考与探索,旨在提高学生对该领域的学习兴趣,增强他们的理论基础和实践能力。

一、课程内容的梳理与优化图论及其应用课程的内容一般包括图的基本概念、图的表示方法、图的遍历与搜索、最短路径算法、最小生成树算法、最大流问题、匹配问题等。

在教学过程中,可以根据学生的实际情况进行内容的梳理与优化,将重点放在图的基本概念和常用算法上,同时辅以一些实际应用案例,使学生能够更好地理解和掌握知识。

二、教学方法的创新与实践在图论及其应用课程的教学过程中,教师可以采用多种教学方法,如讲授结合实例分析、案例教学、小组讨论、课堂互动等,引导学生主动思考、积极参与,培养他们的分析和解决问题的能力。

利用计算机辅助教学工具,结合相关的软件和编程语言,进行实践操作,帮助学生更直观地理解和应用所学知识。

三、考核方式的多样化与灵活性针对图论及其应用课程的特点,考核方式应该具有多样化与灵活性,既包括笔试和实验报告等传统形式,也可以设置开放性问题和综合性设计等形式,鼓励学生在实践中进行探索和发挥创造性思维,培养他们的解决问题能力和团队合作精神。

四、与实际应用的结合与拓展图论及其应用课程的教学应该注重与实际应用的结合与拓展,通过介绍一些实际领域的应用案例,如计算机网络、交通运输、电子商务等,引导学生将所学知识应用到实际问题的解决中,增强他们的实践能力和创新意识。

五、与相关课程的衔接与整合图论及其应用课程通常是计算机科学、数学等专业的重要课程之一,在教学中可以与相关课程进行衔接与整合,如数据结构、算法设计与分析、离散数学等,使学生能够形成系统的知识体系,促进跨学科思维和能力的培养。

图论及其应用课程的教学应该注重培养学生的实际能力和应用能力,同时加强理论知识的传授,将图论的概念与实际问题相结合,引导学生进行探索和创新。

《图论及其应用》课件

《图论及其应用》课件

图像处理
探索图论在图像处理领域的应用,如图像分割 和模式识别。
七、总结
图论的重要性
强调图论在计算机科学和现实 世界中的重要性和广泛应用。
现实中的应用价值
讨论图论在实际问题中解决方 案的应用价值和优势。
对于未来的展望
探索图论在未来可能的发展方 向和应用领域,如人工智能和 物联网。
2
Floyd算法
介绍Floyd算法的原理和使用方法,用于计算图中所有节点之间的最短路径。
四、最小生成树算法
Prim算法
解释Prim算法的工作原理和应用,用于寻找图中的 最小生成树。
Kruskal算法
讨论Kruskal算法的概念和实现,用于生成图的最小 生成树。
五、网络流算法
1
最大流
介绍网络流问题和最大流算法,用于解
《图论及其应用》PPT课 件
本PPT课件将带您深入了解图论及其应用。图论是一门关于图的性质及其应用 的学科,将为您揭开图论的奥秘。
一、图论基础
图的定义及术语
介绍图的基本定义以及相关的术语,为后续内 容打下基础。
无向图与有向图
解释无向图和有向图的区别,并介绍它们之间 的关系和应用。
图的表示方法
讲解图的常用表示方法,如邻接矩阵和邻接表, 并比较它们的优缺点。
连通性和路径
讨论图的连通性概念以及如何找到两个节点之 间的最短路径。
二、图的遍历算法
1
广度优先搜索(BFS)
2
介绍广度优先搜索算法的工作原理和常 见应用。
深度优先搜索(DFS)
深入探讨深度优先搜索算法的原理和应 用场景。
三、最短路径算法
1
Dijkstra算法
详细讲解Dijkstra算法的步骤和应用,用于寻找图中两个节点间的最短路径。

什么是图论及其应用

什么是图论及其应用

图论是数学中的一个分支,主要研究图及其相关的问题。

图由若干个节点和连接这些节点的边组成。

节点可以代表现实世界中的对象,而边则代表对象之间的关系。

图论的研究对象包括有向图、无向图、加权图等。

在图论中,节点常常被称为顶点,边则被称为弧或边。

图可以用各种方式表示,如邻接矩阵、邻接表等。

图论的研究内容主要包括图的遍历、最短路径、最小生成树、网络流以及图的染色等。

这些内容构成了图论的核心知识体系。

图论的应用非常广泛,涉及到许多领域。

在计算机科学中,图论被广泛应用于网络路由、图像处理、人工智能等领域。

例如,在网络路由中,图论可以用来寻找最短路径,以确定数据传输的最佳路径。

在图像处理中,图论可以用来进行图像分割,从而提取图像中的目标物体。

在人工智能中,图论可以用来构建知识图谱,从而实现知识的表示和推理。

除了计算机科学,图论还在物理学、生物学等领域中发挥着重要作用。

在物理学中,图论可以用来研究分子结构、粒子物理等问题。

例如,著名的色散关系图就是物理学中的一个重要概念,它描述了声波、电磁波等在介质中的传播特性。

在生物学中,图论可以用来研究蛋白质相互作用网络、基因调控网络等。

这些网络的研究有助于理解生物体内复杂的结构和功能。

此外,图论还在社交网络、交通规划、电路设计等领域中得到了广泛的应用。

在社交网络中,图论可以用来研究用户之间的连接关系,从而推荐好友、发现隐藏关系等。

在交通规划中,图论可以用来优化交通路径,减少拥堵现象。

在电路设计中,图论可以用来优化电路布线,提高电路的性能。

总而言之,图论是数学中一个重要的分支,有着广泛的应用领域。

它不仅在计算机科学中发挥着重要作用,还在物理学、生物学等领域中得到了广泛应用。

图论的发展不仅推动了数学理论的发展,也为各个领域的问题提供了有效的解决方法。

因此,学习和应用图论对于我们来说是非常重要的。

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图和子图 图和简单图图 G = (V, E), 其中 V = {νv v v ,......,,21} V ---顶点集, ν---顶点数E = {e e e 12,,......,ε}E ---边集, ε---边数例。

左图中, V={a, b,......,f}, E={p,q, ae, af,......,ce, cf} 注意, 左图仅仅是图G 的几何实现(代表), 它们有无穷多个。

真正的 图G 是上面所给出式子,它与顶点的位置、边的形状等无关。

不过今后对两者将经常不加以区别。

称 边 ad 与顶点 a (及d) 相关联。

也称 顶点 b(及 f) 与边 bf 相关联。

称顶点a 与e 相邻。

称有公共端点的一些边彼此相邻,例如p 与af 。

环(loop ,selfloop ):如边 l 。

棱(link ):如边ae 。

重边:如边p 及边q 。

简单图:(simple graph )无环,无重边 平凡图:仅有一个顶点的图(可有多条环)。

一条边的端点:它的两个顶点。

记号:νε()(),()().G V G G E G ==。

习题1.1.1 若G 为简单图,则εν≤⎛⎝ ⎫⎭⎪2 。

1.1.2 n ( ≥ 4 )个人中,若每4人中一定有一人认识其他3人,则一定有一 人认识其他n-1人。

同构在下图中, 图G 恒等于图H , 记为 G = H ⇔ V (G)=V(H), E(G)=E(H)。

图G 同构于图F ⇔ V(G)与V(F), E(G)与E(F)之间各存在一一对应关系,且这二对应关系保持关联关系。

记为 G ≅F 。

注 往往将同构慨念引伸到非标号图中,以表达两个图在结构上是否相同。

de f G = (V, E)y z w cG =(V , E )w cyz H =(V ’, E ’)’a ’c ’y ’e ’z ’F =(V ’’, E ’’)注 判定两个图是否同构是NP-hard 问题。

完全图(complete graph) Kn空图(empty g.) ⇔ E = ∅ 。

V’ ( ⊆ V) 为独立集 ⇔ V’中任二顶点都互不相邻。

二部图(偶图,bipartite g.) G = (X, Y ; E) ⇔存在 V(G) 的一个 2-划分 (X, Y), 使X 与Y 都是独立集。

完全二部图 Km,n ⇔ 二部图G = (X, Y),其中X 和Y 之间的每对顶点都相邻,且 |X | = m, |Y | = n 。

类似地可定义,完全三部图(例如 Km,n,p ),完全 n-部 图等。

例。

用标号法判定二部图。

习题1.2.1 G ≅ H ⇒ ν(G) = ν(H) , ε(G) = ε(H) 。

并证明其逆命题不成立。

1..2.2 证明下面两个图不同构:1.2.3 证明下面两个图是同构的:1.2.4 证明两个简单图G 和H 同构 ⇔ 存在一一映射 f : V(G) →V(H) ,使得 uv ∈ E(G)当且仅当f(u)f(v) ∈ E(H) 。

1.2.5 证明:(a).ε(K m,n ) = mn ;(b). 对简单二部图有 ε ≤ ν2/4 .1.2.6 记T m,n 为这样的一个完全m-部图:其顶点数为n ,每个部分的顶点数为[n/m]或{n/m}个。

证明:(a). ε(T m,n ) = n k m k -⎛⎝ ⎫⎭⎪+-+⎛⎝ ⎫⎭⎪2112() 其中 k =[n/m] .(b)*. 对任意的n 顶点完全m-部图G ,一定有 ε(G)≤ ε(T m,n ),且仅当G ≅ T m,n 时等式才成立。

1.2.7 所谓k-方体是这样的图:其顶点是由0与1组成的有序k-元组,其二顶点相邻当且仅当它们恰有一个坐标不同。

证明k-方体有个顶点,k*2 k-1条边,且是一偶图。

1.2.8 简单图G 的补图G c 是指和G 有相同顶点集V 的一个简单图,在G c中两个顶点相邻当且二部图K 1K 3K 5K 3,3K 1,5K 2,2,2仅当它们在G 不相邻。

(a). 画出K c n 和 K c m,n 。

(b). 如果G ≅ G c 则称简单图G 为自补的。

证明:若G 是自补的,则 ν ≡ 0, 1 (mod 4)关联矩阵M(G)与邻接矩阵A(G)M(G)=[m i,j ]ν*ε, A(G)=[a i,j ]ν*ν ,其中 m i,j = 顶点v i 与边e j 的关联次数= 0, 1, 2. a i,j = 连接顶点v i 与 v j 的边数 。

例。

e e e e e e e M G v v v v 1234567123411001011110000001100101120()=⎡⎣⎢⎢⎢⎢⎤⎦⎥⎥⎥⎥v v v v A G v v v v 12341234021120101101111()=⎡⎣⎢⎢⎢⎢⎤⎦⎥⎥⎥⎥子图子图(subgraph) H ⊆ G ⇔ V(H) ⊆ V(G) , E(H) ⊆ E(G) 。

真子图 H ⊂ G 。

母图(super graph )。

生成子图(spanning subg.) ⇔ H ⊆ G 且V(H) = V(G) 。

生成母图。

基础简单图 (underlying simple g.)。

导出子图(induced subg.)G[V’], (非空V’⊆ V ) ⇔ 以V’为顶点集,以G 中两端都在V’上的边全体为边集构成的G 的子图。

边导出子图 G[E’] 非空E’ ⊆ E ⇔ 以E’为边集,以E’中所有边的端点为顶点集的的子图。

例。

e 34e 534G = (V , E)G [{c, d, e}]G[{f, c]}以上两种子图,其实,对应于取子图的两种基本运算。

下面是取子图的另两种基本运算:G - V’ ⇔ 去掉V’及与V’相关联的一切边所得的剩余子图。

⇔ 即 G[V \ V’]G - E’ ⇔ 从中去掉E’ 后所得的生成子图例。

G - {b, d, g}, ( = G[E \ {b, d, g}] ) G - {b, c, d, g}, ( ≠ G[E \ {b, c, d, g}] ) G - {a, e, f, g}. ( ≠ G[E \ {a, e, f, g}] )注意 G[E \ E’] 与G - E’ 虽有相同的边集,但两者不一定相等 : 后者一定是生成子图,而前者则不然。

上述四种运算是最基本取子图运算,今后老要遇到,一定要认真掌握好。

关于子图的一些定义还有: G + E’ ⇔ 往G 上加新边集E’ 所得的(G 的母)图。

为简单计,今后将 G ± {e} 简计为 G ± e ; G - {v} 简计为 G - v 。

设 G 1, G 2 ⊆ G ,称G 1与G 2为 不相交的(disjiont ) ⇔ V(G 1) ⋂ V(G 2) = ∅ ( ∴ E(G 1) ⋂ E(G 2) = ∅ )边不相交 (edge-distjiont )⇔ E(G 1) ⋂ E(G 2 ) = ∅ 。

( 但这时G 1与G 2仍可能为相交的)。

并图 G 1⋃G 2 , 当不相交时可简记为 G 1+G 2. 交图 G 1⋂G 2 .习题1.4.1 证明:完全图的每个导出子图是完全图;偶图的每个导出子图是偶图。

1.4.2 设G 为一 完全图,1< n < ν-1。

证明:若 ν ≥ 4,且G 中每个n 顶点的导出子图均有相同的边数,则 G ≅ K ν或 K c ν 。

顶点的度顶点 v 的 度 d G (v) = G 中与顶点v 相关联边数。

(每一环记为2) 最大、最小度 ∆,δ 。

(∆(G) , δ(G) ) 定理1.1 (hand shaking lemma) 任一图中,d v v V()∈∑=2ε.系1.1 任一 图中,度为奇数顶点的个数为偶数。

例。

任一多面体中,边数为奇数的外表面的数目为偶数。

证明。

作一图,使其顶点对应于多面体的面,并使其中二顶点相邻当且仅当对应的两个面相邻。

...... #G =(V , E )G [{u ,w,x ,y }]G [{u ,w,x }]k-正则图 (k-regular g.) ⇔ d(v) = k, ∀v ∈ V . 习题1.5.1 证明:δ ≤ 2ε/ν ≤ ∆ 。

1.5.2 若 k-正则偶图(k > 0)的2-划分为 (X, Y),则|X | = |Y |。

1.5.3 在人数 >1的人群中,总有二人在该人群中有相同的朋友数。

1.5.4 设V(G) = {v v v 12,,......,ν},则称 ( d(v 1), d(v 2), ...... , d(v ν) ) 为G 的度序列。

证明:非负整数序列 ( d 1 ,d 2, ......, d n ) 为某一图的度序列 ⇔dii n=∑1是偶数。

1.5.5 证明:任一 无环图G 都包含一 偶生成子图H ,使得 d H (v) ≥ d G (v)/2 对所有v ∈ V 成立。

1.5.6*设平面上有n 个点,其中任二点间的距离 ≥ 1,证明:最多有 3n 对点的 距离 = 1 。

路和连通性途径 (walk) 例如 (u ,x )-途径W = ueyfvgyhwbvgydxdydx (有限非空序列) = uyvywvyxyx (简写法---当不引起混淆时) 起点(origin ) u 。

终点(terminus ) x 。

内部顶点(internal vertex ) y, v, w, x 。

(注意,中间出现的x 也叫内部顶点。

)长 ⇔ 边数(重复计算)。

节(段,section )。

例如W 的(y, w)-节=yvw 。

W -1(逆途径), WW ’(两条途径W 与W ’相衔接)。

迹( trail) ⇔ 边各不相同的途径。

例如,yvwyx 。

路 (path) ⇔ 顶点各不相同的途径。

(可当作一个图或子图)。

例如, yvwx 。

d(u, v) = u 与v 之间最短路的长。

例。

(命题)G 中存在(u, v)-途径 ⇔ G 中存在(u, v)-路。

G 中顶点u 与v 为连通的(connected) ⇔ G 中存在(u, v)-路( ⇔ G 中存在(u, v)-途径。

)V 上的连通性是V 上的等价关系,它将V 划分为(等价类):V 1,......,V ω使每个V i 中的任二顶点u 及v 都连通(即存在(u, v)-路)。

称每个 G[V i ] i=1,2,......ω为G 的一个分支(component ); 称ω(G )为G 的分支数。

G 为连通图 ⇔ ω(G) = 1⇔ G 中任两点间都有一 条路相连。

G 为非连通图 ⇔ ω(G) > 1。

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