哈密顿图NP问题pre
哈密尔顿图的充分必要条件（精品）
哈密尔顿图的充分必要条件摘要图论在现实生活中有着较为广泛的应用, 到目前为止,哈密尔顿图的非平凡充分必要条件尚不清楚,事实上,这是图论中还没解决的主要问题之一,但哈密尔顿图在实际问题中,应用又非常广泛,因此哈密尔顿图一直受到图论界以及运筹学学科研究人员的大力关注.关键词:哈密尔顿图;必要条件;充分条件;1 引言 (3)2 哈密尔顿图的背景 (3)3 哈密尔顿图的概念 (4)4 哈密顿图的定义 (5)4．1定义 (5)4．2定义 (5)4．3哈密顿路是遍历图的所有点。
(6)4 哈密尔顿图的充分条件和必要条件的讨论 (7)5 结论 (8)参考文献 (8)指导老师 (9)1 引言图论是一门既古老又年轻的学科,随着科学技术的蓬勃发展,它的应用已经渗透到自然科学以及社会科学的各个领域之中,利用它我们可以解决很多实际生活中的问题,给你一个图,你怎么知道它是否是哈密尔顿图呢?当然如果图的顶点不多,你可以用最古老的”尝试和错误”的方法试试找哈密尔顿回路就可以解决和判断.但是,数学家们并不满足这样的碰得焦头烂额后才找到的真理方法.是否存在一组必要和充分的条件,使得我们能够简单轻易地判断一个图是否是哈密尔顿图?有许多智者通过各种方式去尝试过了,遗憾的是至今尚未找到一个判别哈密尔顿回路和通路的充分必要条件.虽然有些充分非必要或必要非充分条件,但大部分还是采用尝试的办法,不过这些条件也是非常有用的.2 哈密尔顿图的背景美国图论数学家奥在1960年给出了一个图是哈密尔顿图的充分条件：对于顶点个数大于2的图，如果图中任意两点度的和大于或等于顶点总数，那这个图一定是哈密尔顿图。
闭合的哈密顿路径称作哈密顿圈，含有图中所有顶的路径称作哈密顿路径.1857年，哈密尔顿发明了一个游戏(Icosian Game).它是由一个木制的正十二面体构成，在它的每个棱角处标有当时很有名的城市。
游戏目的是“环球旅行”。
为了容易记住被旅游过的城市，在每个棱角上放上一个钉子，再用一根线绕在那些旅游过的城市上(钉子),由此可以获得旅程的直观表示(如图1)。
P-NP-NPC三者问题阐述
P NP NPC三者问题阐述1）”P对NP问题”是什么意思？首先说明一下问题的复杂性和算法的复杂性的区别，下面只考虑时间复杂性。
算法的复杂性是指解决问题的一个具体的算法的执行时间,这是算法的性质；问题的复杂性是指这个问题本身的复杂程度，是问题的性质.比如对于排序问题,如果我们只能通过元素间的相互比较来确定元素间的相互位置，而没有其他的附加可用信息,则排序问题的复杂性是O(nlgn)，但是排序算法有很多，冒泡法是O（n^2），快速排序平均情况下是O(nlgn)等等,排序问题的复杂性是指在所有的解决该问题的算法中最好算法的复杂性。
问题的复杂性不可能通过枚举各种可能算法来得到，一般都是预先估计一个值，然后从理论上证明。
为了研究问题的复杂性，我们必须将问题抽象，为了简化问题,我们只考虑一类简单的问题，判定性问题，即提出一个问题,只需要回答yes或者no的问题。
任何一般的最优化问题都可以转化为一系列判定性问题，比如求图中从A到B的最短路径，可以转化成：从A 到B是否有长度为1的路径？从A到B是否有长度为2的路径?…从A到B是否有长度为k的路径？如果问到了k的时候回答了yes，则停止发问，我们可以说从A到B的最短路径就是k。
如果一个判定性问题的复杂度是该问题的一个实例的规模n的多项式函数，则我们说这种可以在多项式时间内解决的判定性问题属于P类问题。
P类问题就是所有复杂度为多项式时间的问题的集合.然而有些问题很难找到多项式时间的算法(或许根本不存在)，比如找出无向图中的哈米尔顿回路问题，但是我们发现如果给了我们该问题的一个答案，我们可以在多项式时间内判断这个答案是否正确。
比如说对于哈米尔顿回路问题，给一个任意的回路，我们很容易判断他是否是哈米尔顿回路（只要看是不是所有的顶点都在回路中就可以了)。
这种可以在多项式时间内验证一个解是否正确的问题称为NP问题.显然,所有的P类问题都是属于NP问题的，但是现在的问题是,P是否等于NP?这个问题至今还未解决。
简述哈密顿的周游列国问题及其解答
哈密顿的周游列国问题及其解答介绍哈密顿的周游列国问题，又称为旅行商问题（Traveling Salesman Problem，TSP），是一个著名的组合优化问题。
该问题要求找到一条路径，使得从起始点出发经过所有给定的城市后，最终回到起始点，并且路径总长度最短。
TSP在理论计算机科学和运筹学中具有重要意义，它被广泛应用于路线规划、电路布线、物流配送等领域。
虽然TSP是一个NP-hard问题，即没有已知的多项式时间算法可以解决它，但是许多启发式算法和近似算法已经被提出来寻找接近最优解的解答。
本文将介绍哈密顿的周游列国问题的定义、历史背景以及一些常见的解答方法。
问题定义哈密顿的周游列国问题可以形式化地定义为：给定一个有n个城市的图G=(V,E)，其中V表示城市集合，E表示城市之间的连接边。
每个城市之间都有一个非负权重表示距离或成本。
问题要求找到一条路径P=(v1,v2,…,vn,v1)，使得路径上经过所有城市且不重复，且路径长度最小。
历史背景哈密顿的周游列国问题得名于爱尔兰数学家William Rowan Hamilton。
在1859年，Hamilton提出了这个问题，并给出了一个图论中的经典问题：寻找一个无向图中的哈密顿回路，即经过图中每个节点一次且仅一次的回路。
TSP问题在20世纪50年代引起了广泛的研究兴趣。
美国数学家Dantzig和Fulkerson于1954年提出了第一个解决TSP的数学模型，并使用线性规划方法进行求解。
此后，许多研究者提出了各种启发式算法和近似算法来寻找TSP问题的解答。
解答方法1. 穷举法穷举法是一种简单但是计算量巨大的解答方法。
它通过枚举所有可能的路径来找到最优解。
对于n个城市，总共有(n-1)!条路径需要考虑。
因此，当n较大时，穷举法变得不可行。
2. 最近邻插入法最近邻插入法是一种贪心算法，它从一个起始点开始，并在每一步选择最近邻城市加入到当前路径中。
具体步骤如下：1.选择一个起始城市作为路径的起点。
哈密尔顿回路的判断
哈密尔顿回路的判断哈密尔顿回路的判断是图论中的一个重要问题。
它是指在一个无向图中，是否存在一条路径，能够恰好经过每个顶点一次，并且回到起始点。
这个问题得名于数学家威廉·哈密尔顿，他在19世纪提出了这个问题，并对其进行了深入研究。
在本文中，我们将探讨哈密尔顿回路的判断方法以及一些与之相关的应用。
首先，我们需要了解什么是无向图。
无向图是由一组顶点和一组边组成的数学结构。
其中顶点表示图中的元素，而边表示元素之间的关系。
在无向图中，边是没有方向的，即从一个顶点到另一个顶点的路径可以是双向的。
判断一个无向图是否存在哈密尔顿回路是一个NP完全问题，这意味着目前尚未找到一种高效的算法能够解决这个问题。
因此，我们通常需要使用一些启发式算法或者近似方法来寻找哈密尔顿回路。
一种常见的方法是使用回溯算法。
回溯算法是一种穷举搜索的方法，它通过逐步构建路径，并检查每一步的可行性来寻找哈密尔顿回路。
具体步骤如下：1. 从任意一个顶点开始，将其标记为已访问。
2. 在当前路径中选择一个未访问的相邻顶点，并将其加入路径。
3. 如果当前路径中的顶点数已经等于图中的顶点数，并且当前路径的最后一个顶点与起始点相邻，则找到了一个哈密尔顿回路。
4. 如果当前路径中的顶点数已经等于图中的顶点数，但最后一个顶点与起始点不相邻，则回溯到上一步，选择其他路径。
5. 如果当前路径中的顶点数小于图中的顶点数，则继续选择下一个未访问的相邻顶点，并加入路径。
6. 重复步骤2至5，直到找到哈密尔顿回路或者遍历完所有可能的路径。
然而，由于回溯算法的复杂性，当图的规模变大时，其执行时间将呈指数级增长。
因此，对于大规模图，寻找哈密尔顿回路是一个极其困难甚至是不可行的问题。
在这种情况下，我们可以使用一些启发式算法，如遗传算法、蚁群算法和粒子群算法，来近似解决哈密尔顿回路问题。
除了判断问题本身，哈密尔顿回路在现实中也有一些重要的应用。
例如，在电路板设计中，寻找哈密尔顿回路可以用于最优路径规划，从而提高电路板的性能。
哈密顿分歧问题的数值计算方法
哈密顿分歧问题的数值计算方法哈密顿分歧问题（Hamiltonian Path Problem，简称HPP）是一种经典的图算法问题，它涉及将一个图中所有顶点连接起来并经过每条边恰好一次而不重复的穷举搜索，即枚举一个图中所有可能的哈密顿路径（如果存在），目前它很多应用领域，如时钟同步定位问题，工业运输路径规划等。
虽然哈密顿分歧问题本身是一个NP完全问题，但是近年来基于数值计算的方法已经取得了一定的成功，其基础就是该问题可以利用数值估算方法转换为求解一组约束最优化问题。
数值估算方法旨在按照函数值快速估算增加变量时函数值可能达到的最小值。
最常见的方法之一是勒贝格（Leibniz）优化法。
实际上，解决哈密顿分歧问题的核心在于寻找最佳的路径，并优化路径代价。
研究表明，与其他图算法不同，哈密顿分歧问题的计算要求高，在实现高精度的最优解过程中，数值计算方法的优势体现得很明显，它可以通过精确定义各个路径点之间的距离来计算不同路径组合下的最短距离，其目标是找到最优路径，以使路径总长度最短。
借助数值计算方法，可以更有效地确定最优路径，提高策略的可靠性和正确性。
同时，由于可以精确地定义各个路径点的距离，因此可以用于实时系统，而不必担心计算耗时太多。
另外，对哈密顿分歧问题的数值估算可以实现并行计算，从而加快计算过程，提高计算效率。
总之，哈密顿分歧问题数值计算方法不仅具有高精度，实时性，并行性等优势，而且可以用于多种应用场景，完美地实现哈密顿路径的广泛优化。
因此，哈密顿分歧问题的数值计算方法可以说是一种非常有效的数学建模方法，它的实际应用也在不断扩大，有更多的应用场景可以借助其实现精准的求解。
哈密尔顿图的充分必要条件
哈密尔顿图的充分必要条件摘要图论在现实生活中有着较为广泛的应用, 到目前为止,哈密尔顿图的非平凡充分必要条件尚不清楚,事实上,这是图论中还没解决的主要问题之一,但哈密尔顿图在实际问题中,应用又非常广泛,因此哈密尔顿图一直受到图论界以及运筹学学科研究人员的大力关注.关键词:哈密尔顿图;必要条件;充分条件;1 引言 (3)2 哈密尔顿图的背景 (3)3 哈密尔顿图的概念 (4)4 哈密顿图的定义 (5)4．1定义 (5)4．2定义 (5)4．3哈密顿路是遍历图的所有点。
(6)4 哈密尔顿图的充分条件和必要条件的讨论 (7)5 结论 (8)参考文献 (8)指导老师 (9)1 引言图论是一门既古老又年轻的学科,随着科学技术的蓬勃发展,它的应用已经渗透到自然科学以及社会科学的各个领域之中,利用它我们可以解决很多实际生活中的问题,给你一个图,你怎么知道它是否是哈密尔顿图呢?当然如果图的顶点不多,你可以用最古老的”尝试和错误”的方法试试找哈密尔顿回路就可以解决和判断.但是,数学家们并不满足这样的碰得焦头烂额后才找到的真理方法.是否存在一组必要和充分的条件,使得我们能够简单轻易地判断一个图是否是哈密尔顿图?有许多智者通过各种方式去尝试过了,遗憾的是至今尚未找到一个判别哈密尔顿回路和通路的充分必要条件.虽然有些充分非必要或必要非充分条件,但大部分还是采用尝试的办法,不过这些条件也是非常有用的.2 哈密尔顿图的背景美国图论数学家奥在1960年给出了一个图是哈密尔顿图的充分条件：对于顶点个数大于2的图，如果图中任意两点度的和大于或等于顶点总数，那这个图一定是哈密尔顿图。
闭合的哈密顿路径称作哈密顿圈，含有图中所有顶的路径称作哈密顿路径.1857年，哈密尔顿发明了一个游戏(Icosian Game).它是由一个木制的正十二面体构成，在它的每个棱角处标有当时很有名的城市。
游戏目的是“环球旅行”。
为了容易记住被旅游过的城市，在每个棱角上放上一个钉子，再用一根线绕在那些旅游过的城市上(钉子),由此可以获得旅程的直观表示(如图1)。
哈密顿图NP问题pre
哈密顿回路
与欧拉回路
By 何闽强 李文海 郭煜桁
欧拉回路：图G的一个回路，若它恰通过G中每条 边一次,则称该回路为欧拉(Euler)回路。
哈密顿回路：从图中的任意一点出发，路途中经 过图中每一个结点当且仅当一次，则成为哈密顿 回路
欧拉回路问题是P问题 哈密顿回路问题是NP问题(NPC)
证明1：归约到精确覆盖问题 （exact cover） 在一个全集X中若干子集的集 合为S，精确覆盖（Exact cov*中恰好出现一 次。[1] 在计算机科学中，精确覆盖问 题指找出这样的一种覆盖，或 证明其不存在。
• 复杂度: • –状态数O(n^2*2^n)，状态转移O(n) • –时间复杂度O(n^3*2^n)，空间复杂度 O(n^2*2^n)
哈密顿回路的应用 ——格雷码
• 格雷码简介： • 格雷码是在贝尔实验室中为了减少数字信号传递过程中错 误的影响被发明的。
• 哈密顿回路在格雷码上的应用：
• 旋转的指针的位置可以表示成数字的形式。 • 一种方式是把圆周等分成2^n段的弧，并且用程度为n的位 串给每段弧度赋值。如下图。
•
•
哈密顿回路的应用 ——格雷码
• 当指针靠近两段弧度的边界时，在读 出指针位置时可能发生错误。这可能 引起读出的位串里有一个大的错误。 • 比如上图中如果指针，若在确定指针 的位置出错，则读出的位串是100而不 是011。所以3位都是错的。 • 为了把这样的错误的影响降到最低， 应当使相邻弧度所表示的位串只相差1 位。
• 当前状态：起点、终点、经过的点的集 合 • –用位压缩的办法表示经过的点的集合， 则每种状态都可以用三个整数表示，不 妨记为<a, b, st>，其中st表示经过的点的 集合 • f(<a, b, st>) = min{ f(<a, k,st - 2b >) + w(k,b) },k 属于集合st.
图论习题答案
图论习题答案
《图论习题答案》
图论作为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。
在学习
图论的过程中，我们常常会遇到各种各样的习题，通过解答这些习题可以帮助
我们更好地理解图论的知识。
下面就让我们来看一些图论习题的答案吧。
1. 问：一个图中有多少条边？
答：一个图中的边数可以通过计算每个顶点的度数之和再除以2来得到。
2. 问：一个图中有多少个连通分量？
答：一个图中的连通分量可以通过使用深度优先搜索或广度优先搜索来求得。
3. 问：一个图中是否存在欧拉回路？
答：一个图中存在欧拉回路的充分必要条件是每个顶点的度数都是偶数。
4. 问：一个图中是否存在哈密顿回路？
答：一个图中存在哈密顿回路的判定是一个NP难题，目前还没有有效的多项式时间算法。
5. 问：一个图中的最小生成树有多少条边？
答：一个图中的最小生成树的边数恰好等于顶点数减一。
通过解答这些图论习题，我们可以更好地掌握图论的基本概念和算法。
图论不
仅在数学领域有着重要的应用，而且在计算机科学、电信网络等领域也有着广
泛的应用。
因此，熟练掌握图论知识对我们的学习和工作都有着重要的意义。
希望通过本文的分享，能够帮助大家更好地理解图论知识，提高解决问题的能力。
同时也希望大家在学习图论的过程中能够多多练习，勇于挑战各种各样的
图论习题，不断提升自己的图论水平。
祝大家在图论的学习道路上取得更大的
进步！。
证明哈密顿回路为np-hard
证明哈密顿回路为NP-hard1. 介绍哈密顿回路是图论中一个经典的问题，其求解难度一直备受学术界的关注。
在计算机科学中，哈密顿回路被证明为一个NP-hard问题，即该问题的解不易在多项式时间内验证。
本文将从多个角度对哈密顿回路为NP-hard进行证明。
2. NP-hard问题的定义NP-hard问题是指在非确定性多项式时间内可规约为该问题的一类问题。
也就是说，如果一个NP-hard问题可以在多项式时间内求解，那么所有NP问题都可以在多项式时间内求解。
3. 哈密顿回路的定义哈密顿回路是指一个图中经过每个顶点一次且仅一次的回路。
如果一个图存在哈密顿回路，则称该图是哈密顿图。
4. 证明哈密顿回路为NP-hard我们知道哈密顿回路属于NP问题，即在多项式时间内可以验证一个给定的解是否正确。
接下来，我们需要将一个已知的NP-hard问题规约为哈密顿回路问题，来证明哈密顿回路也是NP-hard的。
5. 将旅行商问题规约为哈密顿回路问题旅行商问题是一个经典的NP-hard问题，其定义为在一个加权完全图中寻找一条经过每个顶点一次且仅一次的最短路径。
现在我们将介绍如何将旅行商问题规约为哈密顿回路问题。
6. 规约过程假设我们有一个加权完全图G={V, E}，其中V为图的顶点集合，E为图的边集合。
我们希望找到一条经过每个顶点一次且仅一次的路径，且该路径的总权重最小。
7. 构造新图我们将图G中的每条边的权重取相反数，得到图G'。
对于图G'中的每个顶点v，我们通过在其周围添加一个包含所有其他顶点的环来构造新的图G''。
8. 建立规约关系现在我们来建立旅行商问题到哈密顿回路问题的规约关系。
对于加权完全图G={V, E}和一个整数k，我们希望确定是否存在一条经过每个顶点一次且仅一次的路径，且该路径的总权重小于等于k。
9. 规约结果经过上述规约过程，我们可以得到一个新的图G''={V', E'}和一个整数K'，使得存在一条经过每个顶点一次且仅一次的路径，且该路径的总权重小于等于K'，当且仅当图G中存在一个哈密顿回路。
第三章 哈密顿图
(1) G的每条边在G*至多重复一次；
(2) G的每个(初级)圈在G*重复边权的和不超过该圈 权的一半。
算法过程
–
1．用Dijstra算法求所有奇度顶点对之间的最短路径。 (若G是欧拉图，直接用Fleury算法) 2．以G中所有奇度顶点构造带权完全图G2k, 每边的 权是两端点间最短路径长度。
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18Biblioteka 义： 图G中的一圈，若它通过G中每个顶 点恰好一次，则该圈称为哈密尔顿圈，具 有哈密尔顿圈的图称为哈密尔顿无向图。 完全图必是哈密尔顿图。
从定义可知，一个图的Hamilton圈与
Euler环游是很相似的，差别在于Hamilton
圈是环游G的所有顶点圈（点不重，当然
边也不重），而Euler环游是环游G的所
道的交叉点，街道长度用相应边的权表示。 则问题的解对应于G中包含所有边的权最小 的圈，称为最优圈(注意：未必是简单圈)。 当G是欧拉图，则最优圈即欧拉圈。 若G不是欧拉图，则通过加边来消除G中的 奇度顶点，要求使加边得到的欧拉图G'中重复边
的权和最小。
C是带正权无向连通图G中的最优圈当且仅当对 应的欧拉图G*满足：
边外,,每经过G中顶点xi(包括a和b),都为顶点xi
贡献2度,而C的第一边为a贡献1度,C的最后一条
边为b贡献1度.因此,a和b的度数均为奇数,其余
结点度数均为偶数.
充分性:设连通图G恰有两个奇数度结点,
不妨设为a和b,在图G中添加一条边e={a,b} 得G’,则G’的每个结点的度数均为偶数,因 而G’中存在欧拉圈,故G中必存在欧拉路.
J K
例3 一张纸上画有如下图所示的图，你能否用剪刀 一次连续剪下图中的三个正方形和两个三角形？
无向哈密顿图的一个充分必要条件及计算公式
无向哈密顿图的一个充分必要条件及计算公式侯爱民;郝志峰【期刊名称】《计算机工程与应用》【年(卷),期】2011(047)014【摘要】哈密顿图的判定问题是一个NP完全问题,是图论理论中尚未解决的主要问题之一.1968年,Grinberg证明了一个必要条件,提高了判定非哈密顿可平面图的效率,由此产生了很多3-正则3-连通非哈密顿可平面图的研究成果.根据无向哈密顿图的特征,提出了基本圈的分解、合并、单条公共边连通,原子圈等概念.任何一个简单连通无向图G是哈密顿图,当且仅当,哈密顿圈要么其本身就是一个包含所有顶点的原子圈;要么总是可以分解成若干个原子圈,这些原子圈按照某种次序以单条公共边连通.根据这个充分必要条件,推导出了一个必要条件计算公式.它不仅能处理平面图,也能处理非平面图;甚至能处理某些Grinberg条件不能处理的平面图.此外,对一些实际案例的测试结果验证了充分必要条件和计算公式的有效性.%As an NP-complete problem, Hamiltonian graph problem is one of the main unresolved problems in graph theory.In 1968 Grinberg advanced a necessary condition for Hamiltonian planar graphs,which enhanced the solution of non-Hamiltonian planar graphs and led to a series of research work on 3-regular 3-connected non-Hamiltonian planar graphs. Based on the characteristic of undirected Hamiltonian graph,some new notions about decomposition,mergenea and connection in common edge of basic cycles, as well as atomic cycle are defined. Any a connected simple undirected graph G is a Hamiltonian graph if and only if either theHamiltonian cycle itseff is an atomic cycle which contains every vertex of G or the Hamiltonian cycle can always be decomposed into several atomic cycles which are connected with one another by one common edge in a certain order. A new necessary condition formula is derived from this sufficient and necessary condition which can deal with not only planar graphs but also non-planar graphs, even more those planar graphs which can not be treated by Grinberg condition. Moreover, experimental results on some real Cases demonstrate the effectiveness of this condition and its formula.【总页数】4页(P7-9,69)【作者】侯爱民;郝志峰【作者单位】华南理工大学计算机科学与工程学院,广州510006;东莞理工学院计算机科学与技术系,广东东莞523808;华南理工大学计算机科学与工程学院,广州510006【正文语种】中文【中图分类】O157.5【相关文献】1.求解哈密顿图判定问题的一个新算法 [J], 姜新文2.无割边三正则图三边着色的一个充分必要条件 [J], 翟绍辉;冯永锝3.用矩阵判断哈密顿图的一个充要条件 [J], 姚源果4.无向哈密顿图的自适应遗传算法 [J], 侯爱民;郝志峰;陈小莉;沈丹华5.无圈超图的一个充分必要条件 [J], 段广森;高继梅因版权原因，仅展示原文概要，查看原文内容请购买。
世界七大数学难题之NP问题的证明(NP≠P)和一些相关知识
世界七大数学难题之NP问题的证明（NP≠P）和一些相关知识摘要：本文提出算法公理：公理目标集合不存在非约化约简；判断某类公理待被判断集合问题所需的计算复杂度类最少操作次数，一定大于或等于相应公理目标集合被最简约化后的操作类二级元素的数量。
基于算法公理和本文提出的单点连入问题，本文证明了NPC问题都不存在多项式算法，因此NPC∉P，NP≠P。
关键词：算法公理；单点连入问题；NPC问题；多项式算法；NP≠P第一章定义定义1：“对于一条以A1点为起点、A n点为终点的路、处在该路之外的B点和该路中的两个以上非路上相邻点与B点之间的边来讲，是否存在一种连接方式使该路和该点能够被合并成一条新的以A1点为起点、A n点为终点的路”这一问题又被称为单点连入问题，其中A1点与A n点不同时与B点相连。
上述“路上相邻”指在仅考虑路上的点和边时的相邻；非路上相邻点（边）指除路上相邻点（边）之外的点（边）。
上述路又被称为待连路；上述点又被称为待连点。
上述“被合并成一条新的以A1点为起点、A n点为终点的路”又被称为被连入。
上述“存在一种连接方式使该路和该点能够被合并成一条新的以A1点为起点、A n点为终点的路”又被称为能使待连点被连入；反之则又被称为不能使待连点被连入。
由单点连入问题的所有点和所有边所构成的图又被称为该单点连入问题图。
定义2：待连路的起点又被称为待连路的左固定点或左端点；待连路的终点又被称为待连路的右固定点或右端点；两者又被合称为待连路的固定点和端点。
待连路中除固定点之外的点又被称为待连路的非固定点。
待连路中路上相邻两点之间的边又被称为待连路的内边；待连路中非路上相邻两点之间的边又被称为待连路的外边；待连点被连入后的新路中相应地也有内边和外边。
待连点与待连路中的点之间的边又被称为待连边。
定义3：待连路的起点又被称为该待连路的第1个点；待连路的起点之后的第1个点又被称为该待连路的第2个点；相应地有该待连路的第3个点等。
hamilton cycle problem算法递归公式
hamilton cycle problem算法递归公式Hamiltonian Cycle（汉密尔顿路径）问题是一个NP完全问题，寻找图中
的一个哈密顿路径是相当困难的，因此一般会采用动态规划或回溯法进行求解。
在递归的思路中，一种常见的解法是"Kruskal算法"或"Prim算法"，这些算法的核心思想都是递归地寻找“桥”，也就是删除后可以将图划分为两个独立子图的边。
然而，对于Hamiltonian Cycle问题，直接使用递归公式可能会非常复杂，因为需要处理大量的状态和边界条件。
因此，通常我们会使用动态规划来处理这个问题。
在动态规划的解法中，我们定义一个二维数组dp，其中dp[i][j]表示从节点
i到节点j是否存在一条路径。
然后我们通过状态转移方程来计算这个数组。
最后，我们检查最后一行中是否所有元素都为1，如果是的话，就找到了一个汉密尔顿路径。
具体的动态规划状态转移方程可能会根据具体的实现有所不同，但基本的思想是：如果存在一条从i到j的路径，那么这条路径要么是从i经过某个节
点k到达j，要么是从j经过某个节点k到达i。
因此，我们可以将问题分解为两个子问题：从i到k是否存在路径，以及从k到j是否存在路径。
如果这两个子问题都有解，那么原问题也有解。
哈密顿回路和最小生成树
哈密顿回路和最小生成树哈密顿回路和最小生成树是图论中两个重要的概念。
哈密顿回路是指一个无向图中，从某个顶点出发，经过每个顶点恰好一次后回到起点的一条回路。
而最小生成树则是指一个无向图中，连接所有顶点的边的集合，同时保证总权值最小。
哈密顿回路哈密顿回路是图论中一个经典的问题，它可以被看作是旅行家问题的特例。
旅行家问题是指一个旅行家要经过所有城市，但不需要回到出发的城市。
而哈密顿回路则是要求回到出发的城市。
在图论中，哈密顿回路是一个NP完全问题，也就是说，目前没有找到快速求解它的算法。
但是对于一些特殊的图，比如完全图，哈密顿回路问题可以更容易地解决。
最小生成树最小生成树是图论中一个经典的问题，它可以被用于网络设计、电路设计、通信网络等领域。
最小生成树问题是一个NP完全问题，但是我们可以用贪心算法来近似解决它。
贪心算法是一种求解最优化问题的方法，它每次选择当前最优的解，并且不会回头。
在最小生成树问题中，我们可以按照边的权值从小到大的顺序来选择边，同时保证不形成环路，直到所有的顶点都被连接为止。
在实际应用中，最小生成树问题可以被用于优化网络连接的成本，比如在铁路、公路、电力等基础设施建设中，我们可以用最小生成树来规划路线，从而降低建设成本。
哈密顿回路和最小生成树的联系虽然哈密顿回路和最小生成树是两个不同的概念，但是它们之间有一些联系。
比如在一个完全图中，我们可以用哈密顿回路来构造最小生成树。
具体来说，我们可以先随意选择一个顶点作为起点，然后按照哈密顿回路的方式依次连接每个顶点，直到所有的顶点都被连接为止。
这样就可以构造出一棵最小生成树。
结论在图论中，哈密顿回路和最小生成树是两个重要的概念。
虽然它们之间没有直接的联系，但是在一些特殊的情况下，我们可以用哈密顿回路来构造最小生成树。
在实际应用中，哈密顿回路和最小生成树可以被用于优化网络连接的成本，从而降低建设成本。
哈密尔顿最短路径
哈密尔顿最短路径哈密尔顿最短路径是指在图论中，从一个顶点出发，经过图中所有顶点一次且仅一次，最终回到起始顶点的路径中，路径长度最短的一条路径。
哈密尔顿最短路径问题是图论中一个经典的NP难问题，其解决方法有很多种。
为了更好地理解哈密尔顿最短路径，我们先来了解一下图论中的基本概念。
图是由顶点和边组成的一种数据结构，可以用来描述不同事物之间的关系。
图分为有向图和无向图两种类型，有向图的边有方向，无向图的边没有方向。
在图中，顶点表示事物，边表示事物之间的关系。
在哈密尔顿最短路径问题中，我们需要找到一条路径，使得路径长度最短且经过图中每个顶点一次且仅一次。
这个问题在实际应用中有着广泛的应用，比如旅行推荐、电路布线等。
解决哈密尔顿最短路径问题的方法有很多种，下面我们介绍两种常用的方法。
第一种方法是穷举法，也叫回溯法。
这种方法通过穷举所有可能的路径，然后比较路径长度，找出最短的路径。
虽然这种方法可以找到最短路径，但是由于路径的数量随着顶点的增加呈指数级增长，所以在顶点数量较大时，穷举法的时间复杂度非常高。
第二种方法是动态规划法。
这种方法通过将问题分解为子问题，并利用已经求解过的子问题的结果来求解更大规模的问题。
动态规划法可以通过建立一个二维数组来存储子问题的解，从而避免重复计算，提高效率。
但是动态规划法的时间复杂度也比较高，不适用于顶点数量较大的情况。
除了上述两种方法，还有一些启发式算法也可以用来解决哈密尔顿最短路径问题，比如遗传算法、蚁群算法等。
这些算法通过模拟生物进化、蚁群觅食等自然现象来寻找最优解。
这些启发式算法在寻找最短路径问题中具有一定的优势，能够在较短的时间内找到较优解。
哈密尔顿最短路径问题是一个经典的图论问题，它在实际应用中有着重要的意义。
通过研究和解决这个问题，可以帮助我们更好地理解和应用图论的知识。
同时，对于解决哈密尔顿最短路径问题，我们可以选择合适的算法来求解，以提高效率和准确性。
哈密尔顿最短路径是图论中的一个重要问题，解决这个问题可以帮助我们更好地理解和应用图论的知识。
图论中P、NP、NPC和NP难问题详解
NPC问题（三）
NPC问题
约化
NP问题
约化
p问题
p问题
P问题
NPC问题（四）
总结：
定义：同时满足下面两个条件的问题就是NPC问题。 首先，它得是一个NP问题；然后，所有的NP问题都 可以约化到它。
时间复杂度
时间复杂度
多项式级的复杂 度。 如 O(1),
O(log(n)),O(n^a) 等 ——因为它的 规模n出现在底 数的位置 ！
非多项式级的
如：O(a^n)和 O(n!)等！
P (Polynomial,多项式)问题
P问题是可以在多项式时间内被确定机(通常意义的计算 机)解决的问题.
如果一个问题可以找到一个能在多项式的时间里解决它 的算法，那么这个问题就属于P问题。
当然有不是NP问题的问题，即咱猜到了解但是没用，因为咱不能在多项式的时 间里去验证它。 如下面这个：
我们已经知道Hamilton回路是NP问题，因为验证一条路是否恰好经过了每 一个顶点非常容易。但我们把问题换成这样：试问一个图中是否不存在 Hamilton回路。这样问题就没法在多项式的时间里进行验证了，因为除非你试 过所有的路，否则你不敢断定它“没有Hamilton回路”。
逻辑电路问题属于NPC问题——它显然属于NP问题， 并且可以证明所有的NP问题都可以约化到它 。
NPC问题（补充）
NPC问题存在吗?
？
NPC问题（补充）
逻辑电路问题: 给定一个逻辑电路，问是否存在一种输入使 输出为True。
哈密顿图论
哈密顿图十二面体中地哈密顿路径哈密顿图（英语：Hamiltonian path,或Traceable path）是一个无向图,由天文学家哈密顿提出,由指定地起点前往指定地终点,途中经过所有其他节点且只经过一次.在图论中是指含有哈密顿回路地图,闭合地哈密顿路径称作哈密顿回路（Hamiltonian cycle）,含有图中所有顶地路径称作哈密顿路径.美国图论数学家奥勒在1960年给出了一个图是哈密尔顿图地充分条件：对于顶点个数大于2地图,如果图中任意两点度地和大于或等于顶点总数,那这个图一定是哈密尔顿图.哈密尔顿回路问题与欧拉回路类似. 它是1859年哈密尔顿首先提出地一个关于12面体地数学游戏：能否在图10.4.9中找到一个回路,使它含有图中所有结点一次且仅一次？若把每个结点看成一座城市,连接两个结点地边看成是交通线,那么这个问题就变成能否找到一条旅行路线,使得沿着该旅行路线经过每座城市恰好一次,再回到原来地出发地呢？为此,这个问题也被称作周游世界问题（10.4.9）对图10.4.9 , 图中粗线给出了这样地回路.定义10.4.3 给定图G, 若有一条路通过G中每个结点恰好一次, 则这样地路称为哈密尔顿路；若有一个圈, 通过G个每个结点恰好一次, 这样地圈称为哈密尔顿回路（或哈密尔顿圈）. 具有哈密尔顿回路地图称为哈密尔顿图.尽管哈密尔顿回路与欧拉回路问题在形式上极为相似,但是到目前为止还不知道一个图为哈密尔顿图地充要条件,寻找该充要条件仍是图论中尚未解决地主要问题之一.下面先给出一个简单而有用地必要条件.定理10.4.4 设图G＝〈V ,E〉是哈密尔顿图, 则对于V地每个非空子集S, 均有W（G－S）≤|S| 成立, 其中W（G－S）是图G－S地连通分支数.证明: 设α是G地哈密尔顿回路, S是V地任一非空子集. 在G－S中, α最多被分为|S|段, 所以W（G－S）≤|S|利用本定理可判别某些图不为哈密尔顿图. 如在图10.4.10中, 若取S＝｛v1, v4｝, 则G －S有3 个连通分支, 故该图不是哈密尔顿图.判断哈密尔顿图地充分条件很多, 我们仅介绍其中一个.定理10.4.5 设G＝〈V ,E〉是有n个结点地简单图,1）如果任两结点u, v∈V, 均有deg(u)＋deg(v)≥n－1,则在G中存在一条哈密尔顿路；2）如果对任两结点u, v∈V, 均有deg(u)＋deg(v)≥n,则G是哈密尔顿图. 证明略.【例10.4.3】某地有５个风景点.若每个景点均有两条道路与其他景点相通,问是否可经过每个景点恰好一次而游完这５处？解将景点作为结点,道路作为边,则得到一个有５个结点地无向图.由题意,对每个结点vi,有deg(vi)＝2（i∈Ｎ5）.则对任两点vi, vj（i, j∈Ｎ5）均有deg(vi)＋deg(vj)＝2＋2＝4＝5－1 可知此图一定有一条哈密尔顿路,本题有解.我们再通过一个例子,介绍一个判别哈密尔顿路不存在地标号法.【例10.4.4】证明图10.4.11所示地图没有哈密尔顿路.证明: 任取一结点如v1,用A标记,所有与它相邻地结点标B.继续不断地用A标记所有邻接于B 地结点,用B标记所有邻接于A地结点,直到图中所有结点全部标记完毕.如果图中有一条哈密尔顿路,则必交替通过结点A和B.因此或者结点A和B数目一样,或者两者相差１个.（10.4.11）而本题有３个结点标记A,５个结点标记B,它们相差２个,所以该图不存在哈密尔顿路.作为哈密尔顿回路地自然推广是著名地货郎担问题.问题是这样叙述地：设有一个货郎,从他所在地城镇出发去n－１个城镇.要求经过每个城镇恰好一次,然后返回原地,问他地旅行路线怎样安排才最经济？从图论地观点来看,该问题就是：在一个有权完全图中找一条权最小地哈密尔顿回路.研究这个问题是十分有趣且有实用价值地.但很可惜,至今没有找到一个很有效地算法.当然我们可以用枚举法来解,但是当完全图地结点较多时,枚举法地运算量在计算机上也很难实现.下面介绍地“最邻近方法”给出了问题地近似解.最邻近方法地步骤如下：1) 由任意选择地结点开始, 找与该点最靠近（即权最小）地点, 形成有一条边地初始路径.2) 设ｘ表示最新加到这条路上地结点, 从不在路上地所有结点中选一个与ｘ最靠近地结点, 把连接ｘ与这一结点地边加到这条路上. 重复这一步, 直到G中所有结点包含在路上.3) 将连接起始点与最后加入地结点之间地边加到这条路上, 就得到一个圈, 即为问题地近似解.【例10.4.5】某流动售货员居住在ａ城,为推销货物他要访问ｂ,ｃ,d城后返回ａ城.若该４城间地距离如图10.4.12所示,试用最邻近方法找出完成该旅行地最短路线？解按最邻近方法一共有４步,见图10.4.13. 得到地总距离为46.（10.4.12）寻找哈密顿路径是一个典型地NP-完全问题.后来人们也证明了,找一条哈密顿路地近似比为常数地近似算法也是NP-完全地.寻找哈密顿路地确定算法虽然很难有多项式时间地,但是这并不意味着只能进行时间复杂度为O(n!*n)暴力搜索.利用状态压缩动态规划,我们可以将时间复杂度降低到O(2^n*n^3),具体算法是建立方程f[i][S][j],表示经过了i个节点,节点都是集合S地,到达节点j时地最短路径.每次我们都按照点j所连地节点进行转移.哈密顿路图论在许多领域,诸如物理、化学、运筹学、计算机科学、信息论、控制论、网络理论、社会科学以及经济管理等各方面都有广泛地应用,它已经广泛地应用于实际生活、生产和科学研究中.所以作为二十一世纪地应用型,我们应该好好学习图论,把图论应用到现实生活中,帮我们解决一些实际生活中地问题,让所学地知识更好地服务于我们.。
理解哈密顿路径的概念
理解哈密顿路径的概念哈密顿路径是图论中一个重要的概念，指的是一个无向图G中，经过所有顶点一次且仅一次的路径。
这个概念最早由物理学家William Rowan Hamilton在19世纪引入，被广泛应用于多个领域，如计算机科学、化学等。
理解哈密顿路径的概念对于图论的学习和应用具有重要的意义。
一、哈密顿路径的定义和性质哈密顿路径的定义已经在题目中给出，它是一个无向图中通过所有顶点一次且仅一次的路径。
除了满足这个条件之外，哈密顿路径还有一些重要的性质：1. 哈密顿路径是一个简单路径，不会出现重复经过的顶点。
2. 哈密顿路径可以是闭合的，即路径的起点和终点可以是同一个顶点，此时称为哈密顿回路。
3. 哈密顿路径的长度是图G的顶点数减1。
4. 哈密顿路径是NP完全问题，即不存在多项式时间内的解决方法。
二、哈密顿路径的应用哈密顿路径在多个领域中都有重要的应用，下面分别从计算机科学和化学两个方面进行介绍。
1. 计算机科学在计算机科学中，哈密顿路径被广泛用于旅行商问题（Traveling Salesman Problem，TSP）的求解。
旅行商问题是指一个商人需要在多个城市之间旅行，每个城市之间的距离已知，要求商人找到一条最短的路径，经过每个城市一次且仅一次，并回到起点城市。
这个问题可以用图模型表示，其中城市为图的顶点，城市间的距离为边的权重。
TSP可以转化为求解哈密顿路径的问题，因为哈密顿路径经过所有城市一次且仅一次。
虽然哈密顿路径是NP完全问题，没有多项式时间内的解决方法，但是通过启发式算法和近似算法可以得到近似最优解。
2. 化学在化学中，哈密顿路径被用于描述分子的结构。
分子中的原子可以看作图的顶点，原子之间的共价键可以看作边的连接关系。
通过寻找分子中的哈密顿路径，可以探索分子的空间结构和电子排布，有助于研究物质的性质和反应的机理。
在化学计算软件中，常常使用哈密顿路径算法来进行分子结构的优化和确定。
三、哈密顿路径的求解方法由于哈密顿路径是NP完全问题，目前还没有多项式时间内的解决方法。
14 个NPC 问题的证明
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14 个 NPC 问题的证明
By 袁望洪 (19608033)
Υ ci U wi , D’＝{di : 1 ≤ i ≤ q }，则|D’|＝q，且 d =X。即D’是四元恰当覆 d∈D '
盖。 7.2.2 如果D’ ⊆D是X4C实例的四元恰当覆盖，无妨令D’＝ {d1, d2, ..dq}。构造
c
c’
x y z x’ y’
图 8-1 X3C 三元集单元变换
易证该变换为多项式变换。 8.2.1 如果C’ ⊆ C是Z的三元恰当覆盖，则V’＝C’ ⊆ V，|V’|= q ≤ K 是G的支配
集VD。 8.2.2 如果V’ ⊆ V，|V’| ≤ K，V’是G的支配集。由上述构造知，任意G的支配集
V1，有|V1| ≥ q。所以，|V’|＝q。若z∈V’ ^ z∈Z, 无妨令z∈c={x, y, z},则V’’= V ’-{z}U{c}仍是G的支配集，且|V’’|≤|V’|。如此，可得到G的支配集V’ ⊆ C。而要支配Z中的点，|V’|≥q，又|V’| ≤ K = q。所以，|V’|＝q，且 ∀ u, v∈V’ 有u ∩ v =Φ,即V’是C的三元恰当覆盖。 8.2.3 综合 8.2.1 和 8.2.2 有 C 存在三元恰当覆盖 C’ ⇔ G 存在支配集。 所以，X3C ∝ VD。 8.3 由 8.1 和 8.2 知，VD ∈ NPC
r
c
xyz
图 9-1 X3C 三元集单元变换
易证该变换为多项式变换。
9.2.1 如果C’ ⊆ C是Z的三元恰当覆盖，则取子树T( V’, E’)，其中V’＝RUC’ ⊆ V，E’={{z, c}: z∈Z ^ c∈C’ ^ z∈c}U{{r, c}:c ∈C’}⊆ E’。则T包含了R， 且 |E’|= 4q ≤ K。a∈A1a∈A2a∈A1
如何判断哈密顿图
4.定义详解： （1）存在哈密顿通路（回路）的图一定是连通图； （2）哈密顿通路是初级通路，哈密顿回路是初级回路； （3）若 G 中存在哈密顿回路，则它一定存在哈密顿通路，反之不真 （4）只有哈密顿通路，无哈密顿回路的图不交哈密顿图； 二、判断条件 与欧拉图的情形不同，到目前为止还未找到判断一个图是否是哈密顿图的 非平凡的充要条件。事实上这是图论中尚未解决的主要问题之一。哈密顿图 有很多充分条件，例如， （1）若图的最小度不小于顶点数的一半，则图是哈密顿图；
2.破坏哈密顿图存在的必要条件，判定不是哈密顿图： 设 n 阶图 G 是哈密顿图，则 G 应该满足以下诸条件： （1）G 必须是连通图； （2）G 中的边数 m 必须大于等于顶点数 n； （3）若 G 中存在 2 度顶点 v，即 d（v）=2，则与 v 关联的两条边 ei，ej 必须在 G 中的任何哈密顿回路上； （4）若 G 中存在每条哈密顿回路中出现的边，不能构成边数小于 n 的初 级回路（圈） ； 破坏以上诸条件中的一条，都不是哈密顿图。
的度数之和都大于等于 n，则 G 是哈密顿图。 定理 3：在 n（n≥2）阶有向图 D=中，如果所有有向边均用无向边代替， 所得无向图中含生成子图 Kn，则有向图中存在哈密顿图。 推论：n（n≥3）阶有向完全图为哈密顿图。 哈密顿路径也称作哈密顿链，指在一个图中沿边访问每个顶点恰好一次的 路径。寻找这样的一个路径是一个典型的 NP-完全（NP-complete）问题。后 来人们也证明了，找一条哈密顿路的近似比为常数的近似算法也是 NP 完全 的。 四、如何判断哈密顿图 1.常用方法判断是哈密顿图： （1）若能通过观察找出图 G 中的一条哈密顿回路，则 G 当然是哈密顿 图。 （2）若一个无向图 G 满足上述（2）中的条件，一个有向图 D 满足上述 （3）的推论的条件，则 G、D 都是哈密顿图。
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哈密顿回路
与欧拉回路
By 何闽强 李文海 郭煜桁
欧拉回路：图G的一个回路，若它恰通过G中每条 边一次,则称该回路为欧拉(Euler)回路。
哈密顿回路：从图中的任意一点出发，路途中经 过图中每一个结点当且仅当一次，则成为哈密顿 回路
欧拉回路问题是P问题 哈密顿回路问题是NP问题(NPC)
证明1：归约到精确覆盖问题 （exact cover） 在一个全集X中若干子集的集 合为S，精确覆盖（Exact cover） 是指，S的子集S*，满足X中的 每一个元素在S*中恰好出现一 次。[1] 在计算机科学中，精确覆盖问 题指找出这样的一种覆盖，或 证明其不存在。
哈密顿回路的应用 ——格雷码
可以使用下述方法来求得符合上述要求的格雷 码： 1、将不同的位串看做不同的顶点，比如001,010。 2、将位串只相差一位的顶点用边连接。比如000 就要和001,010,100连接。 3、在步骤1和步骤2生成的图G中寻找哈密顿回 路。
这条哈密顿回路所产生的前后恰 好相差一位的位串序列是： 000,001,011,010,110,111,101,10 0。如下图。
的c*m次方。 ——《自动机理论，语言和计算导论》
至今为止所有解答旅行商问题的算法都在本质上尝试了 所有的回路并计算了回路的总权。所以，在确认有没有 哈密顿回路之前，似乎一定要检查指数个回路个数。 ——《自动机理论，语言和计算导论》
欧拉回路的P类算法
• Fleury算法： 任取v0∈V(G)，令P0=v0； • 设Pi=v0e1v1e2…ei vi已经行遍，按下面方法 从中选取ei+1： • （a）ei+1与vi相关联；
• 当前状态：起点、终点、经过的点的集 合 • –用位压缩的办法表示经过的点的集合， 则每种状态都可以用三个整数表示，不 妨记为<a, b, st>，其中st表示经过的点的 集合 • f(<a, b, st>) = min{ f(<a, k,st - 2b >) + w(k,b) },k 属于集合st.
• （b）除非无别的边可供行遍，否则ei+1不 应该为Gi=G-{e1,e2, …, ei}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。 • 可以证明,当算法停止时所得的简单回路 Wm=v0e1v1e2….emvm(vm=v0)为G中的一条 欧拉回路，复杂度为O(e*e)。
二分图表示
旅行商问题
• 假设有一个旅行商人要拜访m个城市，他必须选 择所要走的路径，路经的限制是每个城市只能拜 访一次，而且最后要回到原来出发的城市。路径 的选择目标是要求得的路径路程为所有路径之中 的最小值。
在有m个顶点的图中。不同的回路数以O（m！）的
速度增长，对于任何常数c。 O（m！）最终大于2
• 复杂度: • –状态数O(n^2*2^n)，状态转移O(n) • –时间复杂度O(n^3*2^n)，空间复杂度 O(n^2*2^n)
哈密顿回路的应用 ——格雷码
• 格雷码简介： • 格雷码是在贝尔实验室中ห้องสมุดไป่ตู้了减少数字信号传递过程中错 误的影响被发明的。
• 哈密顿回路在格雷码上的应用：
• 旋转的指针的位置可以表示成数字的形式。 • 一种方式是把圆周等分成2^n段的弧，并且用程度为n的位 串给每段弧度赋值。如下图。
•
•
哈密顿回路的应用 ——格雷码
• 当指针靠近两段弧度的边界时，在读 出指针位置时可能发生错误。这可能 引起读出的位串里有一个大的错误。 • 比如上图中如果指针，若在确定指针 的位置出错，则读出的位串是100而不 是011。所以3位都是错的。 • 为了把这样的错误的影响降到最低， 应当使相邻弧度所表示的位串只相差1 位。
应用举例：
• A城市的交通系统由若干个路口和街道 组成，每条街道都连接着两个路口。 所有街道都是双向通行的，且每条街 道都有一个长度。一个邮递员在送信， 要从邮局出发经过所有街道再返回邮 局（每条街可以重复走），他怎么样 安排可以使长度最短？
• 哈密顿回路的近似算法和应用
• 人们证明，找一条哈密顿路的近似比 为常数的近似算法也是NPC问题。 • 寻找哈密顿路的确定算法虽然很难有 多项式时间的，但是这并不意味着只 能进行时间复杂度为O(n!*n)暴力搜索。 利用状态压缩动态规划，可以将时间 复杂度降低到O(2^n*n^3)