图的随机生成及欧拉(回)路的确定

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欧拉图--欧拉通路

欧拉图--欧拉通路

欧拉图--欧拉通路离散学过欧拉图的⼀些知识今天遇到⼀个题,挺有趣的。

⾸先,欧拉图,是指能从任意⼀点,不重复经过所有边能回到起点的图便是欧拉图。

这个路也叫欧拉回路。

次之,欧拉通路,任意⼀点,不重复经过所有边,不回到起点。

这个路叫欧拉通路。

记得书上的分析是从出⼊度来分析的,对于⽆向图,⼀点的度即是该点连接的边数。

对于有向图,就分为出度和⼊度。

欧拉回路:⽆向图中,所有点都是偶度点,存在欧拉回路。

有向图中,所有点的出度等于⼊度,存在欧拉回路。

欧拉通路:⽆向图中,满⾜有且仅有0或1对奇度点,即存在欧拉通路(奇度点分别为起点和终点)。

有向图中,满⾜有且仅有0或1对点的出⼊度差值为1,即存在欧拉通路(⾃然,出度多的那个是起点,⼊度多的那个是终点)。

那么,对代码来说,这也很容易实现,但是但是但是!我wa了很多次错误点:1.⼤写字母的ascll码⽐⼩写字母ascll码⼤。

2.这题是欧拉通路,没注意奇度点的先后性,也就是,如果有奇度点,得从奇度点开始遍历,⽽不是直接从⼩到⼤找第⼀个有度的字母,也就是得遍历两次找起点。

3.有重复边的存在,不能简单矩阵存图。

4.这题有重复字母,a->a这种也有,遇到⼀组数据如下6aabbccabbccaaabbcca这组数据顺序遍历输出会编程aabbca,少⼀个c,这是bfs遍历的问题,也即存在最后连不起来的情况。

另外,对于dfs也要注意⼀个地⽅,就是需要结束时去存答案,⽽不是开始遍历前存答案。

但是为什么:这样逆序输出从⼩到⼤dfs搜索的答案能保证最后的答案还是字典序最⼩的?这个问题还不是很明⽩,暂留⼀问吧。

5.连通性问题(虽然这题没出到这种数据,但是也确实是⼀个wa点)最后就贴上上述题的代码吧。

#include<iostream>#include<cstring>#include<cstdlib>#include<vector>#include<queue>#include<cmath>#include<map>#include<algorithm>using namespace std;#define N 202#define mt(x) memset(x,0,sizeof x) typedef long long ll;void cn(ll x){cout<<x<<endl;}void cs(string x){cout<<x<<endl;} vector<int>vc[N];int n;int vis[N][N],c;char ans[N];int edge[N];void add(int x,int y){vc[x].push_back(y);vc[y].push_back(x);vis[x][y]++;vis[y][x]++;edge[x]++;edge[y]++;}void find(int x){for(int i='A';i<='z';++i){if(vis[x][i]){vis[x][i]--;vis[i][x]--;find(i);}}ans[c++]=x;}bool pd(){int cnt=0,t=0;for(int i='A';i<='z';++i)if(edge[i]%2){cnt++;if(!t)t=i;}if(!t){for(int i='A';i<='z';++i)if(edge[i]){t=i;break;}}if(cnt&&cnt!=2)return false;find(t);return true;}void PR(){while(c)cout<<ans[--c];cout<<endl;}void solve(){cin>>n;mt(edge);for(int i=0;i<n;++i){string s;cin>>s;add(s[0],s[1]);}if(!pd()||c!=n+1)cs("No Solution"); else PR();}int main(){ios::sync_with_stdio(false);cin.tie(0);solve();return0;}。

图论第一章课后习题解答

图论第一章课后习题解答

bi 个 (i = 1,2,…,s),则有 列。 定理 7
bi = n。故非整数组(b ,b ,…, b )是 n 的一个划分,称为 G 的频序
1 2 s
s
i 1
一个 n 阶图 G 和它的补图 G 有相同的频序列。
§1.2 子图与图的运算
且 H 中边的重数不超过 G 中对应边的 定义 1 如果 V H V G ,E H E G , 重数,则称 H 是 G 的子图,记为 H G 。有时又称 G 是 H 的母图。 当 H G ,但 H G 时,则记为 H G ,且称 H 为 G 的真子图。G 的生成子图是 指满足 V(H) = V(G)的子图 H。 假设 V 是 V 的一个非空子集。以 V 为顶点集,以两端点均在 V 中的边的全体为边集 所组成的子图,称为 G 的由 V 导出的子图,记为 G[ V ];简称为 G 的导出子图,导出子图 G[V\ V ]记为 G V ; 它是 G 中删除 V 中的顶点以及与这些顶点相关联的边所得到的子图。 若 V = {v}, 则把 G-{v}简记为 G–v。 假设 E 是 E 的非空子集。以 E 为边集,以 E 中边的端点全体为顶点集所组成的子图 称为 G 的由 E 导出的子图,记为 G E ;简称为 G 的边导出子图,边集为 E \ E 的 G 的 导出子图简记为 G E 。若 E e ,则用 G–e 来代替 G-{e}。 定理 8 简单图 G 中所有不同的生成子图(包括 G 和空图)的个数是 2m 个。 定义 2 设 G1,G2 是 G 的子图。若 G1 和 G2 无公共顶点,则称它们是不相交的;若 G1 和 G2 无公共边,则称它们是边不重的。G1 和 G2 的并图 G1∪G2 是指 G 的一个子图,其顶点 集为 V(G1)∪V(G2),其边集为 E(G1)∪E(G2);如果 G1 和 G2 是不相交的,有时就记其并图为 G1+G2。类似地可定义 G1 和 G2 的交图 G1∩G2,但此时 G1 和 G2 至少要有一个公共顶点。

欧拉路径

欧拉路径


漢米爾頓環道這個數學名詞來自 一個稱為Icosian Puzzle的遊戲, 於西元1857年由愛爾蘭數學家威 廉漢米爾頓爵士所發明。遊戲的 道具是一個木製的十二面體,每 個面都是個五邊形如右圖所示。 在十二面體的二十個頂點上各有 一個木釘,分別以世界上二十個 城市命名。遊戲的方法是由任何 一個城市出發,經由十二面體的 邊逐次經過其他十九個城市,最 後再回到出發點。



迪瑞克定理則可視為歐芮定理的推論,因為迪瑞克定理的 條件必然使歐芮定理的假設成立。 此二定理都提供了漢米爾頓環道存在的充分條件,但都不 為必要條件。 圖形C5中包含了一個漢米爾頓環道,但圖形並不滿足 兩定理中的假設。 現今所知找出漢米爾頓環道或是判別漢米爾頓環道不存在 的最佳演算法,其時間複雜度為頂點數目指數。若能找出 時間複雜度為頂點的多項式將會是個巨大的突破,因為已 經證明出此問題為NP複雜。

這個問題能抽象化成:在較複雜的圖形(如權數圖)中, 找出漢米爾頓環道,使得總權數越小愈好。
最短路徑問題
距離 飛行時間
丹佛 芝加哥 亞特蘭大 紐約
舊金山 349 1:15 洛杉磯
邁阿密
表示飛行系統的權數圖
權數圖
將一個數字附加在邊上的圖形稱作權數圖 (weighted graph)。它可用來模型化電腦網路。通 訊成本(如電話線路之月租費)、電腦連線間所 需的反應時間,或是兩電腦間的距離等,都有可 能是想要研究的對象。上頁圖形表現的即為將兩 種不同權數附加於飛行系統網路圖之圖學模型。 有越來越多的問題牽涉到權數圖。判斷圖形兩頂 點間的最短路徑便是這類的問題。
推銷員問題不論在實際或是理論上的探討都相當 重要,因此值得投入精力找尋一個有效的演算法 來求解。 目前尚未發現複雜度為多項式的演算法。 一旦這個問題能夠解決,還有許多其他相對的問 題也能同時被求出 。

离散数学欧拉图

离散数学欧拉图

欧拉图的判断方法
在计算机科学中,欧拉图还可用于描述有向图(Directed Graph) 的路径问题,例如,欧拉路径(Euler Path)和欧拉回路 (Eulerian Circuit) 欧拉路径是指一条路径包含图中所有的边恰好一次。而欧拉回路 是指一条闭合路径包含图中所有的边恰好一次。一个图存在欧拉 回路当且仅当该图的每条边的权值都是偶数 在复杂网络理论中,欧拉图可以用于描述网络的结构和行为,例 如社交网络、互联网、脑科学等领域的网络。在这些网络中,节 点代表个体或事件,边代表它们之间的联系或互动。通过对这些 网络进行分析,可以发现它们的结构和行为规律,从而更好地理 解和预测网络的行为 此外,欧拉图还可以用于构建和分析化学分子的结构。在化学中, 欧拉图是一种用于表示分子结构的图形,其中顶点代表原子,边 代表化学键。通过分析欧拉图,可以了解分子的结构、性质和反 应行为等信息
在这个图中,每个顶点都有偶数条边连接,并且存在一条路径(A---B---C---D---E---F--A)包含所有顶点,且每个边都只经过一次
欧拉图的性质
欧拉图的性质
欧拉图具有以下性质 欧拉图的边数一定是偶数 欧拉图一定是连通的(即所有顶点之间都有路径相连) 欧拉图中的任何两个顶点之间都有偶数条边相连 如果一个图是欧拉图:那么它的每个子图都是欧拉图
欧拉图的判断方法
对于一个连通图:如果它的所有边都可以被一个2-因子覆盖(即每个顶点都在两个2因子中出现),那么这个图是欧拉图。否则,这个图不是欧拉图 对于一个连通图:如果它可以被分解成两个子图,每个子图都包含所有的顶点并且所 有边的数量相同,那么这个图是欧拉图。否则,这个图不是欧拉图
对于一个连通图:如果它可以被分解成两个子图,每个子图的边数相同并且所有顶点 的度数相同(即每个顶点的度数都是偶数),那么这个图是欧拉图。否则,这个图不 是欧拉图。除了以上方法,还有一些复杂的方法可以判断一个图是否为欧拉图,例如 通过检查图的子图或者通过编程实现图的遍历算法。这些方法需要更深入的图论知识 和计算机科学知识,但它们可以提供更准确和高效的结果

中国邮递员问题——欧拉巡回

中国邮递员问题——欧拉巡回

案例2:铲雪车的行驶路线问题
铲雪车的行驶路线问题(MCM 90B题)
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案例1:双车道公路扫雪模型
问题 某地区的双车道公路如图1的图G(单 位是千米),路上积满了雪 。一辆扫雪车从 v1点出发,扫除公路上的所有积雪,最后回 到v1 。 要求1) 请你为扫雪车选择一条路径,使它 经过的总路程最短。 要求2) 现在先进的喷气扫雪车只需沿公 路一侧行驶,就能清除两个车道的积雪。如 果改用喷气扫雪车来扫雪,再请你为它选择 一条路径,使它经过的总路程最短。
6 8 v4 5 7 3 v5
5 4
9 6 v9 1 v10 2 v15
v6 5 v12
v7
4 3
2 v8
3
v11 1 1 v13 v14
案例1:双车道公路扫雪模型
深度优先搜索法遍历求解
要求1)的解法2 还可用深度优先搜索法(迷宫法则),遍历所有边,且 每边正好来回各走一次。 迷宫任务:从迷宫入口处出发,每个走廊都要搜索,最后 再从入口出来.
求解中国邮递员问题的算法
最小权对集法(Edmonds) 设G是连通加权图。 1) 求G的所有奇次顶点之间的最短路径及其 长度; 2) 以G的所有奇次顶点为顶点集作一完全图, 各条边上的权赋为两端点在原图中的最短路径长度, 得到一个加权完全图,记为G1;求G1的最小权理想 匹配M, 得到奇次顶点的最佳配对; 3)在G中,沿最佳配对奇次顶点间的最短路径 添加重复边得欧拉图G*,G*的欧拉巡回即为所求。
基本概念与基本结论
无向图的情形
结论一:连通图G是欧拉图的充要条件是G无奇次顶 点。
结论二:连通图G有欧拉道路的充要条件是ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ最多有 两个奇次顶点。 结论三:任何无向图的奇次顶点数目必为偶数。

euler ancestral sampling 解析 -回复

euler ancestral sampling 解析 -回复

euler ancestral sampling 解析-回复Euler Ancestral Sampling 解析Euler Ancestral Sampling(欧拉祖先采样)是一种应用于概率图模型的采样方法,能够生成符合给定概率分布的样本。

它基于欧拉-马尔可夫链(Euler-Maruyama Chain)的理论,利用马尔可夫链中的状态转移过程来进行采样。

在本文中,我们将逐步解析Euler Ancestral Sampling 方法。

1. 引言概率图模型是一种描述随机变量之间依赖关系的工具,常用于建模和推理。

其中,贝叶斯网络是一种常见的概率图模型,用有向无环图表示变量之间的条件依赖关系。

在概率图模型中,我们常常需要从给定的概率分布中进行采样,为了实现这一目标,Euler Ancestral Sampling 方法应运而生。

2. 欧拉-马尔可夫链欧拉-马尔可夫链本质上是一种连续时间马尔可夫链,它是由基于欧拉方法离散化的随机微分方程演化而来。

马尔可夫链是一种状态转移概率满足马尔可夫性质的随机过程。

在欧拉-马尔可夫链中,状态转移过程受到离散化误差的影响,但仍然保持了接近连续时间的性质。

欧拉-马尔可夫链的状态转移方程为:X_{t+1} = X_t + f(X_t) * dt + g(X_t) * √(dt) * Z_t其中,X_t 为马尔可夫链在时间t 的状态,f(.) 和g(.) 是随机微分方程中的漂移项和扩散项函数,dt 是时间步长,Z_t 是满足标准正态分布的随机变量。

3. 欧拉祖先采样欧拉祖先采样是一种基于欧拉-马尔可夫链的采样方法。

给定一个概率图模型,我们希望从其中采样得到一个符合该模型分布的样本。

具体地,对于贝叶斯网络中的一个结点,我们需要根据其父结点的状态和概率分布来生成一个样本值。

对于每个结点,我们利用欧拉-马尔可夫链进行采样。

首先,我们初始化所有结点的状态。

然后,根据状态转移方程逐步更新结点的状态,直到链达到平稳状态。

欧拉图及哈密顿

欧拉图及哈密顿
哈密顿路径是指一条遍历图的所有顶 点的路径,这条路径的起点和终点是 同一点,但路径上的边可以重复。
哈密顿图的性质
哈密顿图具有连通性,即任意两 个顶点之间都存在一条路径。
哈密顿图的顶点数必须大于等于 3,因为至少需要3个顶点才能 形成一条遍历所有顶点的路径。
哈密顿图的边数必须为奇数,因 为只有奇数条边才能形成一条闭
欧拉图及哈密顿
• 欧拉图 • 哈密顿图 • 欧拉图与哈密顿图的应用 • 欧拉回路与哈密顿回路 • 欧拉路径与哈密顿路径
目录
01
欧拉图
欧拉图的定义
总结词
欧拉图是指一个图中存在一条路径,这条路径可以遍历图中的每条边且每条边 只遍历一次。
详细描述
欧拉图是由数学家欧拉提出的一种特殊的图,它满足特定的连通性质。在欧拉 图中,存在一条路径,这条路径从图的一个顶点出发,经过每条边一次且仅一 次,最后回到起始顶点。
互作用网络的研究。
04
欧拉回路与哈密顿回路
欧拉回路的概念与性质
概念
欧拉回路是指一个图形中,从一点出 发,沿着一条路径,可以回到起始点 的路径。
性质
欧拉回路必须是连续的,不能中断, 也不能重复经过同一条边。此外,欧 拉回路必须是闭合的,起始点和终点 必须是同一点。
哈密顿回路的概念与性质
概念
哈密顿回路是指一个图形中,存在一 条路径,该路径经过了图中的每一条 边且每条边只经过一次。
随机构造法
通过随机选择边和顶点,不断扩展图,直到满足哈密顿图的条件。这种方法需要大量的计 算和随机性,但可以用于构造大规模的哈密顿图。
03
欧拉图与哈密顿图的应用
欧拉图在计算机科学中的应用
算法设计
欧拉图理论是算法设计的重要基础,特别是在图算法和动态规划 中,用于解决诸如最短路径、最小生成树等问题。

图论--第7讲欧拉图

图论--第7讲欧拉图

离散数学欧拉图第7讲基本概念定义7.1◆通过无向图中所有边一次且仅一次行遍所有顶点的迹称为欧拉迹。

◆通过无向图中所有边一次且仅一次行遍所有顶点的闭迹称为欧拉环游。

◆具有欧拉环游的图称为欧拉图。

回忆思考哥尼斯堡七桥问题即下图是否是欧拉图的问题。

CA BD定理7.1设G是非平凡无向图,则G是欧拉图 G是连通图且G中没有奇点。

证明“”连通,显然。

因为所有的边都在欧拉环游上出现一次且仅一次,所以每个顶点的度=该顶点在欧拉环游上出现的次数的2倍。

故每个点都是偶点。

证:证明“”任一个无奇点的无向图,从任一条边开始都能长出一条闭迹。

设P 是G 中最长的闭迹,则P 是G 的欧拉环游。

(想想为什么?)故G 是欧拉图。

证:定理7.1(其中的必要性就足够了)回答了(实际上是否定)哥尼斯堡七桥问题。

CA BD推论设G 是非平凡无向图,则G有欧拉迹 G是连通图且G中至多有2个奇点。

一个图有欧拉迹,在中国古代被称为是“一笔画”的。

比如“日”可一笔画,而“田”不可一笔画。

思考上述定理给出了欧拉图的判定条件,那么如何找出欧拉环游呢?Fleury算法——一种求欧拉环游的方法(1) 任取v0∈V(G),令P0= v0。

(2) 设P i= v0e1v1e2… e i v i已经选取,按下面方法来从E(G)-{e1,e2… e i}中选取e i+1:(a) e i+1与v i相关联;(b) 除非无别的边可供选择,否则e i+1不为G i=G-{e1,e2… e i}中的桥。

(3) 当(2)不能再进行时,算法停止。

123 456 789谢谢观看。

离散实验——欧拉图的判定和应用

离散实验——欧拉图的判定和应用

离散实验——欧拉图的判定和应⽤实验六欧拉图判定和应⽤【实验⽬的】掌握判断欧拉图的⽅法。

【实验内容】编程随机⽣成n个结点的⽆向图(有向图)并能进⾏(半)欧拉图的判定,若是则给出所有欧拉路.【要求】对给定n个结点,随机⽣成邻接矩阵以确定某⽆向简单图(有向图)并进⾏欧拉图和半欧拉图的判定,若符合则给出⾄少⼀条欧拉回路或欧拉路。

【实验原理和⽅法】是根据随机⽣成的图求欧拉(回)路,先要随机⽣成⼀个邻接矩阵,然后判定是否是欧拉回路只要根据奇数度结点的个数。

再⽤⼀个递归函数找出欧拉路。

(1)⽤关系矩阵R=表⽰图。

(2)对⽆向图⽽⾔,若所有结点的度都是偶数,则该图为欧拉图。

C语⾔算法:flag=1;for(i=1;i<=n && flag;i++){sum=0;for(j=1;j<=n;j++)if(r[i][j]) sum++;if(sum%2==0) flag=0;}如果 flag 该⽆向图是欧拉图(3)对有向图⽽⾔,若所有结点的⼊度等于出度,则该图为欧拉图。

C语⾔算法:flag=1;for(i=1;i<=n && flag;i++){sum1=0;sum2=0;for(j=1;j<=n;j++)if(r[i][j]) sum1++;for(j=1;j<=n;j++)if(r[j][i]) sum2++;if(sum1%2==0 || sum2%2==0) flag=0;}如果 flag 该有向图是欧拉图(4)求出欧拉路的⽅法:欧拉路经过每条边⼀次且仅⼀次。

可⽤回溯的⽅法求得所有欧拉路。

C语⾔算法:intcount=0,cur=0,r[N][N]; // r[N][N]为图的邻接矩阵,cur为当前结点编号,count为欧拉路的数量。

int sequence[M];// sequence保留访问点的序列,M为图的边数输⼊图信息;void try1(int k) //k表⽰边的序号{int i,pre=cur; //j保留前⼀个点的位置,pre为前⼀结点的编号if (r[cur][i]) //当前第cur点到第i点连通{//删除当前点与第i点的边,记下第k次到达点i,把第i个点设为当前点 r[cur][i]=0;cur=sequence[k]=i;if (k<M) try1(k+1); //试下⼀个点else prt1();//经过了所有边,打印⼀个解//上⾯条件不满⾜,说明当前点的出度为0,回溯,试下⼀位置r[pre][i]=1;cur=pre;}}附上代码:有向图:#include <stdio.h>#include <string.h>#include <stdlib.h>#include <time.h>int n,a[100][100],m=0,visit[100];int cur=0,s[100],vis[100][100];void try1(int k)//取欧拉路{int i;if(cur==m+1){for(i=0;i<cur;i++){if(i==0)printf("%d",s[i]+1);elseprintf("->%d",s[i]+1);}printf("\n");}else{for(i=0;i<n;i++){if(a[k][i]&&!vis[k][i]){vis[k][i]=1;vis[i][k]=1;s[cur++]=i;try1(i);cur--;vis[k][i]=0;vis[i][k]=0;}}}}void dfs(int k){int i;visit[k]=1;for(i=0;i<n;i++){if(a[k][i]&&!visit[i]){dfs(i);}}}int fun()//判断连通性{int i;dfs(0);return0;}return1;}int main(void){int i,j;memset(vis,0,sizeof(vis));memset(visit,0,sizeof(visit));srand(time(NULL));printf("请输⼊节点个数n:");scanf("%d",&n);for(i=0;i<n;i++){for(j=0;j<n;j++){if(i==j)a[i][j]=0;else if(i>j)a[i][j]=a[j][i];elsea[i][j]=rand()%2;m+=a[i][j];}}m/=2;printf("邻接矩阵为:\n ");for(i=0;i<n;i++){printf(" %d",i+1);}printf("\n");for(i=0;i<n;i++){printf("%d",i+1);for(j=0;j<n;j++)printf(" %d",a[i][j]);printf("\n");}if(fun()==0){printf("该图不是连通图!\n");return0;}printf("该图是连通图!\n");int odd=0;for(i=0;i<n;i++){int sum=0;for(j=0;j<n;j++){if(a[i][j])sum++;}if(sum%2)odd++;}if(odd==0){printf("该图没有奇数度节点,具有欧拉回路,是欧拉图。

欧拉回路

欧拉回路

一、欧拉回路所谓欧拉回路与哥尼斯堡7桥问题相联系的.在哥尼斯堡7桥问题中,欧拉证明了不存在这样的回路,使它经过图中每条边且只经过一次又回到起始点.与此相反,设G (V ,E )为一个图,若存在一条回路,使它经过图中每条边且只经过一次又回到起始点,就称这种回路为欧拉回路,并称图G 为欧拉图.在一个图中,连接一个节点的边数称为该节点的度数.对欧拉图,我们有下列结果: 定理1 对连通图G (V ,E ),下列条件是相互等价的: (1)G 是一个欧拉图;(2)G 的每一个节点的度数都是偶数;(3)G 的边集合E 可以分解为若干个回路的并.证明 :()()12⇒ 已知G 为欧拉图,则必存在一个欧拉回路.回路中的节点都是偶度数.()()23⇒ 设G 中每一个节点的度数均为偶数.若能找到一个回路C 1使G=C 1,则结论成立.否则,令G 1=G\C 1,由C 1上每个节点的度数均为偶数,则G 1中的每个节点的度数亦均为偶数.于是在G 1必存在另一个回路C 2.令G 2=G 1\C 2,···.由于G 为有限图,上述过程经过有限步,最后必得一个回路C r 使 G r =G r-1\C r 上各节点的度数均为零,即C r =G r-1.这样就得到G的一个分解 G C C C r =⋅⋅⋅12 .()()31⇒ 设G C C C r =⋅⋅⋅12 ,其中i C (I=1,2,…,r )均为回路.由于G 为连通图,对任意回路i C ,必存在另一个回路j C 与之相连,即i C 与j C 存在共同的节点.现在我们从图G 的任意节点出发,沿着所在的回路走,每走到一个共同的节点处,就转向另一个回路,···,这样一直走下去就可走遍G 的每条边且只走过一次,最后回到原出发节点,即G 为一个欧拉图.利用定理1去判断一个连通图是否为欧拉图比较容易,但要找出欧拉回路,当连通图比较复杂时就不太容易了.下面介绍一种求欧拉回路的算法.二、弗罗莱算法算法步骤如下:(1)任取起始点v v R 00,;→(2)设路)},({,),,({),,({1211201rr i i r i i i v v e v v e v v e R -⋅⋅⋅=已选出,则从E\},,,{21r e e e ⋅⋅⋅中选出边1+r e ,使1+r e 与ri v 相连,除非没有其它选择,G e r r \{}+1仍应为连通的.(3)重复步骤(2),直至不能进行下去为止.定理2 连通的有向图存在欧拉回路的充分必要条件是对任意节点,进入该节点边数(进数)与离开该点的边数(出数)相等.三、中国邮递员问题一名邮递员带着要分发的邮件从邮局出发,经过要分发的每个街道,送完邮件后又返回邮局.如果他必须至少一次走过他管辖范围内的每一条街道,如何选择投递路线,使邮递员走尽可能少的路程.这个问题是由我国数学家管梅谷先生(山东师范大学数学系教授)在1962年首次提出的,因此在国际上称之为中国邮递员问题.用图论的述语,在一个连通的赋权图G (V ,E )中,要寻找一条回路,使该回路包含G 中的每条边至少一次,且该回路的权数最小.也就是说要从包含G 的每条边的回路中找一条权数最小的回路.如果G 是欧拉图,则很容易由弗罗莱算法求出一个欧拉回路,但是若G 不是欧拉图,即存在奇度数的节点,则中国由递员问题的解决要困难得多.本节的主要目标是给出在有奇度数节点的连通图中寻找最小权数的回路的方法.首先注意到,若图G 有奇数度节点,则G 的奇数度节点必是偶数个.把奇数度节点分为若干对,每对节点之间在G 中有相应的最短路,将这些最短路画在一起构成一个附加的边子集E '.令G / =G+E /,即把附加边子集E / 叠加在原图G 上形成一个多重图G /,这时G /中连接两个节点之间的边不止一条.显然G /是一个欧拉图,因而可以求出G /的欧拉回路.该欧拉回路不仅通过原图G 中每条边,同时还通过E / 中的每条边,且均仅一次.邮递员问题的难点在于当G 的奇数度节点较多时,可能有很多种配对方法,应怎样选择配对,能使相应的附加边子集E / 的权数ω(E / )为最小?为此有下列定理.定理 3 设G (V ,E )为一个连通的赋权图,则使附加边子集E / 的权数ω(E / )为最小的充分必要条件是G+E / 中任意边至多重复一次,且G+E / 中的任意回路中重复边的权数之和不大于该回路总权数的一半.证明: 必要性.用反证法.设存在一种奇节点集的配对,使其附加边子集E / 权数 ω(E / )为最小.若 G+E / 中有一条边重复n n ()≥2次,由于G+E /为欧拉图,所以删去相应的二次重复边后仍为欧拉图.这样,相应的附加边子集的权数将减小,这与 ω(E /)为最小的假设矛盾.这说明E /中的边均互不相同.其次,若G+E / 中存在一个回路,使它的重复边的权数之和大于该回路总权数的一半,则在E / 中删去这些重复边(注意:这些边均在E /中),而代之以该回路的其余部分的边再重复一次.经过这种替代后所得到的边子集E //仍为附加子集,且ω(E //)<ω(E /),又产生矛盾. 充分性.设有两个附加边子集E /和E //,均使G+E /和G+E //中每条边至多重复一次,且每个回路中的重复边的权数和不大该回路权数的一半,我们来证明ω(E /)=ω(E //).首先注意到,由E /和E //不相同的部分组成的图(记为]\[//////)(E E EE G )是由一个或若干个欧拉子图所组成的.这是因为E /+E //中每个节点的度数均为偶数,而E /和E //的公共边数也是偶数,故]\[//////)(E E EE G 中每个节点的度数仍为偶数,所以它若为连通图时是一个欧拉图;若为非连通图时则由若干个欧拉子图组成.]\[//////)(E E EE G 的任何回路都由E /和E //中的边组成,而E /和E //在回路中的权数分别不大于该回路权数的一半,因而任何回路中属于E /中的权数之和与属于E //中的边数之和必定相等,所以ω(E /)=ω(E //).它就是最优附加边子集的权数,即E /和E //均为使附加边子集的权数达到最小的最优附加边子集.由定理3可得一个寻找邮递员问题最优解的方法.现举例如下:例1 已知邮递员要投递的街道如图11-20所示,试求最优邮路.解 先找出奇节点:A 1,A 2,A 3,A 4,B 1,B 2,B 3,B 4.奇节点进行配对,不妨把A 1与B 1,A 2与B 2,A 3与B 3,A 4与B 4配对,求其最短路.显然它不是最优解.下面我们根据定理3来进行调解.第一次调整:删去多于一条的重复边,即A 3与B 3,A 4与B 4中的(A 4,B 3).调整后,实际上成为A 1与B 1,A 2与B 2,A 3与A 4,B 3与B 4的配对,它们的最短路如图11-21所示. 第二次调整:发现在回路{A 1,A 2,B 2,A 4,B 3,B 4,B 1,A 1}中重复边的权数和为11,大于该回路权数20的一半.因而调整时,把该回路的重复边删去,代之以重复其余部分,得图11-22.可以看出,实际上是调整为A 1与A 2,B 1与B 4,A 3与A 4,B 2与B 3配对.第三次调整:在图11-22中发现回路{ A 3,A 4,B 2,A 3}中重复边的权数和为7,大于该回路权数10的一半,因而删去原重复边(A 3,V 2,A 4)和(A 4,B 2),而添加(B 2,A 3),得到图11-23.进行检查发现,既没有多于一条的重复边,也没有任何回路使其重复边的权数之和大于该回路的一半,因此图11-23就是最优的附加边子集E /,而G+E /为欧拉图,可由弗罗莱算法找出最优邮路.在现实生活中,很多问题都可以转化为中国邮递员问题,例如道路清扫时如何使开空车的总时间最少的问题等等.上面例1题所用的求最优邮路的方法叫“奇偶点图上作业法”.因为此方法要验证每个回路,很不方便,Edmods 和Johnson 在1973年提出一种比较有效的方法,有兴趣的读者可参考有关资料.习 题 11-31.证明,若图G 为欧拉图,则G 的边数不少于节点数.2.一名邮递员的投邮区,如下图11-24所示,每条边(街道)都有邮件需投递,各边旁所注的数字为该街道的长度,试求该邮区的最短投递路径及其长度. 3.求下列图11-25(a )(b)所示的投邮区的最佳邮路及其长度.【算法】欧拉图,欧拉回路,Eular Circuit ,随机生成欧拉图,搜索欧拉回路背景:图论起源于18世纪,1736年瑞士数学家欧拉(Eular )发表了图论的第一篇论文“哥尼斯堡七桥问题”。

欧拉路径计数

欧拉路径计数

欧拉路径计数
欧拉路径计数是图论中的一个概念,它涉及到欧拉路径和欧拉回路。

欧拉路径是指在一个图中,从一个点出发,不重不漏地经过图中每一条边的一条路径(允许多次经过同一个点)。

如果此路径的起点和终点相同,则称其为一条欧拉回路。

在有向图中,欧拉路径的计数条件是:存在一个点出度比入度多1,另一个点入度比出度多1,其余节点的出度等于入度。

在无向图中,欧拉路径的计数条件是:存在两个点度数是奇数,其余节点的度数为偶数。

求解欧拉路径的算法有Hierholzer算法,这是一种基于深度优先搜索(DFS)的算法。

具体流程如下:
1. 开始递归函数DFS(x),循环寻找与x相连的边。

2. 在DFS过程中,遇到已访问过的点u时,将当前点的出边转移到u点的入边。

3. 每次递归结束后,将当前点的出边转移到下一个未访问过的邻接点。

通过这个算法,可以生成无向图的欧拉路径。

对于有向图,可以通过将有向边视为无向边的方法,先求解无向图的欧拉路径,然后再转换回有向边的路径。

在实际应用中,欧拉路径计数问题主要涉及到无向图和有向图的遍历问题,可以通过以上方法求解。

此外,还可以利用矩阵、队列等数据结构优化算法,提高求解效率。

欧拉通路概念

欧拉通路概念

欧拉通路概念概念定义欧拉通路是图论中的一个概念,指的是通过图中每条边都恰好一次,恰好一次访问图中每个顶点的路径。

换句话说,欧拉通路是一个路径,它经过图中的每条边一次且仅一次。

关键概念1.图(Graph):图是由顶点(Vertex)和边(Edge)组成的一种数据结构,用来表示元素之间的关系。

图可以分为有向图和无向图两种。

2.有向图(Directed Graph):有向图是每条边都有方向的图,即从一个顶点到另一个顶点有明确的方向。

3.无向图(Undirected Graph):无向图是边没有方向的图,即从一个顶点到另一个顶点的方向不明确。

4.路径(Path):路径是指由边组成的顶点序列。

5.顶点度数(Degree of a Vertex):顶点度数是指与一个顶点相关联的边的数量。

6.偶数度顶点(Even Degree Vertex):度数为偶数的顶点。

7.奇数度顶点(Odd Degree Vertex):度数为奇数的顶点。

8.连通图(Connected Graph):连通图是指图中任意两个顶点之间都存在路径。

9.孤立顶点(Isolated Vertex):孤立顶点是指在图中没有与之相连的边的顶点。

10.欧拉图(Eulerian Graph):具有欧拉通路的连通图称为欧拉图。

11.欧拉通路(Eulerian Path):欧拉通路是指通过图中每条边恰好一次的路径。

12.欧拉回路(Eulerian Circuit):欧拉回路是指通过图中每条边恰好一次,并且首尾相连的路径。

13.欧拉定理(Euler’s Theorem):如果一个连通图的每个顶点都是偶数度顶点,那么这个图一定存在欧拉回路;如果一个连通图有且仅有两个奇数度顶点,那么这个图一定存在欧拉通路。

14.半欧拉图(Semi-Eulerian Graph):具有欧拉通路但不具有欧拉回路的连通图称为半欧拉图。

重要性欧拉通路的概念在图论中具有重要的意义和应用。

欧拉图和哈密顿图

欧拉图和哈密顿图

例如,由定理可知,下图 (a)图为欧拉图,本图 既v成圈8 可圈画v6之v以在1并(看vc2)(成v中为3 圈v)清。4 vv晰1将5v起v2(6av见v)87分v,v1解8,将v成1v与42若个v圈3干圈vv42个画vv24边在,v6不(vb4v)8重v中5v2的v)之6,圈v并也4,的(可两v并6看个v7 不是(a)图特有性质,任何欧拉图都有这个性质。
尽管讨论哈密顿通路和哈密顿回路在形式上与欧
拉通路和欧拉回路非常相似,但遗憾的是到目前为止, 仍然没有找到一个合适的条件来作为判断哈密顿通路 或哈密顿回路存在的充要条件。不过,可以给出哈密 顿通路和哈密顿回路存在的充分条件或必要条件。
定理9.2.1设无向图G=<V, 的任意非空子集,则
E>是哈密顿图,V1是V
下面给出一些哈密顿图的充分条件。
定理9.2.2设G=<V, E>是具有n个节点的简单无向图,若
对任意的u, v∈V均有
deg(v) +deg(u) ≥n-1
则G中存在哈密顿通路。
容易看出,定理9.2.2中的条件对图中是否存在哈密顿路 是充分而不必要的。
如图9.2.6所示的六边形G,虽然任意两个节点度数之和 等于4<6-1(n=6),但G中却显然有哈密顿路(实际上G是哈密 顿图)。
只要数一下图中节点的度数即可。
❖ 9.1.4 欧拉图的应用 一笔画问题 所谓“一笔画问题”就是画一个图形,笔不离纸,每条 边只画一次而不许重复地画完该图。“一笔画问题”本质上 就是一个无向图是否存在欧拉通路(回路)的问题。如果该 图为欧拉图,则能够一笔画完该图,并且笔又回到出发点; 如果该图只存在欧拉通路,则能够一笔画完该图,但笔回不 到出发点;如果该图中不存在欧拉通路,则不能一笔画完该 图。

离散数学 第4-5章

离散数学 第4-5章

例题6: 1 2 带权图如右,求图的最小生成树 6 5 e 4 解:选取含最大边(c,d)的回路cdec, 3 删去其中权数最大的边(c,d),然后 b 1 c 再选取含最大边(a,b)的回路abea,删去其中权数最 大的边(a,b),再选取含最大边(c,e)的回路bceb,删 去其中权数最大的边(c,e),再选取含最大边(a,d)的 回路adea,删去其中权数最大的边(a,d),即得最小 a 生成树。 d 1 T=<{a,b,c,d,e},{(c,b),(b,e),(e,a),(e,d)}>。 e 2
汉密尔顿图的判定:
必要条件但不是充分条件定理: 1。在汉密尔顿图G中删除结点集V1后,G-V1的 连通分支数W (G V1 ) | V 1|。不满足这一条件的图一 定不是汉密尔顿图。 充分条件但不是必要条件定理: 2。如果无向简单图G中任何一对结点的度数之和 都大于等于结点数,则G中存在一条汉密尔顿回路。
例题4: 下列结论不正确的是( D )。 A)无向连通图G是欧拉图的充分必要条件是G不 含奇数度结点 B)非平凡连通图G有欧拉通路的充分必要条件是 G最多有两个奇数度结点 C)有向连通图D是欧拉图的充分必要条件是D的 每个结点的入度等于出度 D)有向连通图D是有向欧拉图的充分必要条件是 除两个结点外,每个结点的入度等于出度
例题3: 设G是无向图如右(彼得森图), 说明G不是欧拉图。 解:因为无向图G中所有的 结点的度数全为奇数,所以 G不是欧拉图。 2。无向连通图存在欧拉通路的充分必要条件是图 中只有两个奇数度的结点。 3。当n为奇数时,完全无向图Kn是欧拉图。例 如K3、K5等。 4。当n为偶数时,完全无向图Kn不是欧拉图,也 不存在欧拉通路。
g
例题8: 设图G如右,作图G 的嵌入图,说明图G是 平面图。 解: 图G的嵌入图如下, 故图G是平面图。

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:

南京邮电大学离散数学实验教学大纲

南京邮电大学离散数学实验教学大纲

附件1:《离散数学》课程实验教学大纲实验类别:□通识基础 □学科基础 ■专业基础 □专业一、实验课程目的和任务(黑体小四号)性质:本实验课程是计算机及相关专业的专业基础课,本实验是理论课程的配套实验。

目的和任务:《离散数学》课程以培养学生的逻辑思维能力、推理能力为主要目的,通过给学生设置一定数量的上机实验,使学生通过运用高级语言编程实现和离散数学理论知识相关的若干程序,加深对课内所学基本理论内容的理解和掌握,并进一步提高学生的编程能力。

任务:通过实验,使学生掌握与离散数学理论相关的编程实现思想和方法,重点掌握命题逻辑中合式公式的主析取范式以及主合取范式的真值表求取法、集合论中二元关系性质的判定、偏序关系中盖住关系的求取、有补格的判定以及图论中欧拉路的判定。

二、实验内容、学时分配及基本要求(黑体小四号)课程编号: B0302021S 课程名称: 离散数学 课内总学时:48实验学时/上机实验学时: 16注:实验类型指演示、验证、综合和设计。

综合性、设计性实验内容及要求另附大纲,表中“实验内容及要求”处标明“见附录X”。

三、考核及实验报告(黑体小四号)(一)考核(宋体五号加粗)实验课考核分两个部分:上机演示和实验报告。

演示部分主要考察所编程序执行结果是否正确,学生对编程思想是否能清晰表述;报告部分主要考察程序是否规范、结果分析是否合理、格式是否正确美观等。

成绩根据两部分内容综合评定,由于不是单独设课,所以实验成绩按一定比例折入学生课程考试总分之中,占总成绩的20%。

(二)实验报告(宋体五号加粗)实验报告的内容:1. 实验名称:按统一要求给出。

2. 实验目的:简单描述实验与理论知识的关联,说明实验目的。

3. 实验任务:给出实验需完成的各项主要功能。

4. 实验内容:详见第二部分。

5. 实验过程描述:包括实验结果分析、实验过程遇到的问题及体会。

实验报告的要求:实验报告以文本和电子两种形式提交。

实验报告要求符合基本格式规范,仔细填写学校统一编制报告册中的各项内容,包括具体的实验内容,规范的程序书写,清晰的编程思想描述,正确的运行结果,合理的结果分析,出现的问题及解决措施,心得体会等。

离散复习资料之一(Fleury算法)

离散复习资料之一(Fleury算法)

离散复习资料之⼀(Fleury算法)下⾯介绍⼀下:“什么叫做欧拉回路?”。

欧拉回路:有⼀条路从开始的位置到结束的位置都是同⼀个位置,经过了所有的点且通过了所有的边,通过的次数只能⼀次。

⽐如著名的“哥尼斯堡七桥问题”欧拉路:在欧拉回路的基础上⾯改⼀个条件。

就是有⼀条路使得从开始的位置到结束的位置不是⼀个位置。

总结:具有⼀条经过所有边的简单回路,称欧拉回路,含欧拉回路的图称为欧拉图;如果图G中具有⼀条经过所有边的简单(⾮回路)路径,称欧拉路!欧拉回路和欧拉路也有⼀个充分的判断条件。

欧拉回路:每⼀个结点都是偶结点。

欧拉路:存在两个结点是奇结点。

其余的是偶结点。

Fleury算法步骤如下:1.任取Vo属于V(G),令Po = Vo 2.设Pi = Voe1V1e2 (iVi)如果E(G)-{e1,e2,...ei}中没有与Vi关联的边,则计算停⽌;否则按下述的条件从E(G)-{e1,e2,e3...ei}中任取⼀条边ei+1;(a)ei+1与vi相关联。

(b)除⾮⽆别的边可供选择,否则ei+1不应该选择Gi = G-{e1,e2,e3...ei}中的桥。

设ei+1=(Vi,Vi+1),把ei+1Vi+1加⼊Pi,3.令i = i+1,返回2.⼤致意思就是:他先把图形建⽴,随便选择开始点,把Vi的点对应的边设置为ei+1,结束条件就是如果此时的这⼀点没有关联的边的时候则算法结束(简单的说就是存在可以找的到的⼀条欧拉回路的判断条件。

)。

否则你随便可以选择哪⼀条边⾛,选择边的时候,除⾮没有别的边可以提供你选择,否则不要去选择过桥。

以上就是他的计算⽅法,他的思路其实很简单,采⽤的思想选择含⼀点递归思想,就是不断的选择边,当时在选择边的时候有⼀种边叫做桥,在是不是选择过桥的时候,加⼀点条件就可以了。

桥的概念就是:你⾛过的路度可以看作消失了,之后当你⾛到⼀个点的时候,你发现你没有路可以⾛的时候,那么你之前⾛过的那条路就称为桥。

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《离散数学》实验报告(2015 / 2016 学年第一学期)题目:图的随机生成及欧拉(回)路的确定专业信息安全学生姓名班级学号指导教师指导单位计算机学院计算机科学与技术系日期2015年12月29日图的随机生成及欧拉(回)路的确定一、实验内容和要求内容:编程随机生成n个结点的无向图并能进行(半)欧拉图的判定,若是则给出欧拉(回)路。

要求:对给定n个结点,随机生成邻接矩阵以确定某无向简单图并进行欧拉图和半欧拉图的判定,若符合则给出至少一条欧拉回路或欧拉路。

二、实验目的对给定n个结点,随机生成邻接矩阵以确定某无向简单图并进行欧拉图和半欧拉图的判定,若符合则给出至少一条欧拉回路或欧拉路。

三、实验任务1、输入结点个数据生成随机图2、进行(半)欧拉图的判定3、若是则给出欧拉(回)路。

四、实验内容#include <iostream>#include <ctime>#include <cstdlib>using namespace std;class Euler{public:Euler(int num);~Euler();void DFS(int begin); //公有的深度优先搜索函数void inputEdge(); //输入边void PrintAM(); //打印邻接矩阵void PrintRM(); //打印可达性矩阵void Warshall(); //Warshall算法求可达性矩阵bool IsConnected(); / /判断图是否连通int IsEorSE(); //判断图是欧拉图还是半欧拉图bool isEuler;private:void DFS(int u,int v,bool **visited); / /私有的深度优先搜索函数int n;int **a; //定义动态二维数组int **p; //定义可达性矩阵int *b; //存储每个结点的度数};Euler::Euler(int num) //构造函数{isEuler=false;n=num;int i,j;a=new int*[n];for(i=0;i<n;i++){a[i]=new int[n];for(j=0;j<n;j++)a[i][j]=0;}p=new int*[n];for(i=0;i<n;i++){p[i]=new int[n];for(j=0;j<n;j++)p[i][j]=0;}b=new int[n];for(i=0;i<n;i++)b[i]=0;}Euler::~Euler()//析构函数{int i;for(i=0;i<n;i++) delete []a[i];delete []a;for(i=0;i<n;i++) delete []p[i];delete []p;delete []b;}void Euler::inputEdge(){srand((unsigned)time(NULL));for(int i = 0; i < n; i++){for(int j = i + 1; j < n; j++){a[i][j] = 0+rand()%2; //随机生成无向图a[j][i]=a[i][j];}}for(int ii=0;ii<n;ii++){for(int jj=0;jj<n;jj++){if(a[ii][jj]==1){p[ii][jj]=1;p[jj][ii]=1;}}}}void Euler::PrintAM(){cout<<"随机生成的图为:"<<endl;for(int i=0;i<n;i++){for(int j=0;j<n;j++)cout<<a[i][j]<<" ";cout<<endl;}}void Euler::Warshall(){for(int i=0;i<n;i++)for(int j=0;j<n;j++)if(p[j][i]==1){for(int k=0;k<n;k++){if(p[j][k]+p[i][k]>0)p[j][k]=1;}}}void Euler::PrintRM(){cout<<"可达性矩阵:"<<endl;for(int i=0;i<n;i++){for(int j=0;j<n;j++)cout<<p[i][j]<<" ";cout<<endl;}}bool Euler::IsConnected(){int i,j;bool flag=true; / /flag标记是否连通for(i=0;i<n;i++){for(j=0;j<n;j++)if(p[i][j]==0) //如果可达性矩阵中有一个元素为0,{ //就跳出循环,表示该图不连通flag=false;break;}if(!flag)break;}if(!flag)cout<<"该图不是连通的";else{for(i=0;i<n;i++)for(j=i;j<n;j++){if(a[i][j]==1&&i!=j) //由边计算结点的度数{b[i]++;b[j]++;}}}return flag;}int Euler::IsEorSE(){int i,count=0,begin=-1;cout<<"每个结点的度数:"<<endl;for(i=0;i<n;i++)cout<<i<<":"<<b[i]<<endl;for(i=0;i<n;i++)//计算奇数结点的个数if(b[i]%2!=0){count++;begin=i;//初始化开始结点,存在奇数结点,则将其中一个作为开始点}if(begin==-1)//不存在奇数结点则将0作为起始点begin=0;if(count==2){cout<<"该图是半欧拉图"<<endl;isEuler=true;//isEuler标记是否是(半)欧拉图}else if(count==0){cout<<"该图是欧拉图"<<endl;isEuler=true;}return begin;}void Euler::DFS(int begin){int i,j;bool **visited=new bool*[n];//二维数组记录每条边是否被访问过for(i=0;i<n;i++)//初始化{visited[i]=new bool[n];for(j=0;j<n;j++)if(a[i][j]==1)visited[i][j]=false;elsevisited[i][j]=true;}for(j=0;j<n;j++)if(!visited[begin][j]){DFS(begin,j,visited);cout<<begin<<" ";}for(i=0;i<n;i++) delete []visited[i];//释放内存delete []visited;}void Euler::DFS(int u,int v,bool **visited){if(!visited[u][v])//判断边<u,v>是否访问过{visited[u][v]=true;visited[v][u]=true;//标记被访问for(int i=0;i<n;i++)DFS(v,i,visited);cout<<v<<" "; //输出结点}}int main(){int n,m,begin;bool flag;cout<<"输入结点个数:";cin>>n;Euler euler(n);euler.inputEdge();euler.PrintAM();euler.Warshall();euler.PrintRM();flag=euler.IsConnected();if(flag){begin=euler.IsEorSE();if(euler.isEuler){cout<<"具体路径为:";euler.DFS(begin);}}cout<<endl;return 0;}五、测试数据及其结果分析六、调试过程中的问题可达性矩阵无法正确计算,调试后发现是算法中未正确定义循环变量七、程序设计总结1.掌握了与离散数学理论相关的编程实现思想和方法,掌握了欧拉图和半欧拉图的判定。

2.利用邻接矩阵表示存在的边,通过Warshall算法求出无向图的可达性矩阵,如果是连通的话,那么可达性矩阵中每一个元素都应该为1,否则存在元素为0。

3.多次利用动态二维数组,并养成了在程序结束时释放动态二维数组内存的习惯。

4.明白了欧拉回路属于欧拉路的一种特殊情况,之前一直没有搞清这两者之间的关系。

在判断是欧拉图还是半欧拉图时,首先判断是不是连通图,然后判断是否只存在零个或者两个奇数度结点,有两个则是半欧拉图,零个则是欧拉图。

5.输出欧拉路时,利用递归深度搜索逆序输出结点,确保找到一条完整的路径,避免存在回路没有被遍历到。

评分细则评分项优秀良好中等差遵守机房规章制度上机时的表现学习态度算法思想准备情况程序设计能力解决问题能力课题功能实现情况算法设计合理性算法效能评价报告书写认真程度内容详实程度文字表达熟练程度回答问题准确度简短评语教师签名:年月日评分等级备注评分等级有五种:优秀、良好、中等、及格、不及格。

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