第十章 (图与网络分析)要点
运筹学-7、图与网络分析PPT课件
THANKS
感谢观看
KEEP VIEW
WENKU DESIGN
WENKU DESIGN
WENKU
REPORTING
https://
终止条件
所有节点都在同一连通分量中, 即生成树形成。
算法思想
从边开始,每次选择权值最小的 边加入,若形成回路则舍去,直 到生成树形成。
算法特点
适用于稀疏图,时间复杂度为 O(eloge),其中e为边数。
最小生成树问题的应用
通信网络设计
在构建通信网络时,需要在保证所有节点连通的前提下,使得建设 成本最低。最小生成树算法可以用于求解此类问题。
活动时间的估计
对每个活动进行时间估计,包括乐观时间(a)、最 可能时间(m)和悲观时间(b),并计算期望时间 (t=(a+4m+b)/6)。
项目工期的计算
根据活动的逻辑关系和网络结构,计算项目 的期望工期,并确定项目的关键路径。
网络计划技术的应用
项目进度管理
网络计划技术可用于制定详细 的项目进度计划,确保项目按
图与网络的应用背景
图与网络分析的方法
介绍图与网络分析中常用的最短路径 算法、最小生成树算法、最大流算法 等。
阐述图与网络在交通运输、电路设计、 社交网络等领域的应用。
学习目标与要求
学习目标
掌握图与网络分析的基本概念和 常用算法,能够运用所学知识解 决实际问题。
学习要求
熟悉图与网络分析的基本概念和 常用算法,了解相关应用领域, 具备一定的编程能力和数学基础。
算法步骤
初始化距离数组和访问标记数组;从起点开始,选择距离起点最近的未访问节点进行访问 ,并更新其邻居节点的距离;重复上述步骤,直到所有节点都被访问。
运筹学第十章 图与网络分析
下面介绍当赋权有向图中,存在具负权 的弧时,求最短路的方法. 令 d(1)(vs,vj)=wsj 对t=2,3,…, d(t)(vs,vj)=min{d(t-1)(vs,vi)+wij} (j=1,2, …, p)
i
若进行到某一步,例如第k步,对所有j=1, 2, …,p,有 d(k)(vs,vj)=d(k-1)(vs,vj)
(vi,vj)∈T
如果支撑树T*的权w(T*)是G的所有支撑树 的权中最小者,则称T*是G的最小支撑树(简 称最小树) w(T*)=min w(T)
T
求最小树的方法: 方法一(避圈法) 开始选一条最小权的 边,以后每一步中,总从未被选取的边中选 一条权最小的边,并使之与已选取的边不构 成圈.
方法二(破圈法) 任取一个圈,从圈中 去掉一条权最大的边.在余下的图中,重复 这个步骤,一直到一个不含圈的图为止,这 时的图便是最小树. 例 用破圈法求下图的最小树
中所对应的点边序列是一条链,则称这个点 弧交错序列是D的一条链. 如果(vi1,ai1,vi2,ai2,…,vik-1,aik-1,vik)是D中的 一条链,并且对t=1,2,…,k-1,均有 ait=(vit,vit+1),称之为从vi1到vik的一条路.若 路的第一个点和最后一点相同,则称之为回 路.
32 63
(44) v4 27 37
21 (0பைடு நூலகம்v1
45 (78) v6
47 v3 (31) 34
32 v5 (62)
§4 最大流问题 如下是一运输网络,弧上的数字表示每 条弧上的容量,问:该网络的最大流量是多 少?
v1 4 vs 3 v2 2 2 v4 1 2 4 3 v3 3 vt
4.1 基本概念和基本定理 (1) 网络与流 定义1 给定一个有向图D=(V,A),在V中 有一个发点vs和一收点vt,其余的点为中间点. 对于每一条弧(vi,vj),对应有一个c(vi,vj)≥0,(cij) 称为弧的容量.这样的有向图称为网络.记 为D=(V,A,C). 网络的流:定义在弧集合A上的一个函数 f={f(vi,vj)},称f(vi,vj)为弧(vi,vj)上的流量.(fij)
图与网络分析
f
(1 ) 工
序
交叉工序 —— 相互交替进行的工序。一般要借助虚工 序来表述。 所谓虚工序,是指不消耗人力、物质,也不需要时间的 一种虚拟工序。它只表示前后两个工序之间的逻辑关系。 一般用虚箭线表示:
1 A1 2 A2 A3 交叉工序借助于 虚工序来表述 B3 5
B1
3
B2
4
虚工序
回路
1
a 4 b 6 2
1 2
c e
4
g d
6
h
8
b
3
f
5
i
7
(1 )
编制网络图的基本规则
b) 网络图只能有一个始点事项和一个终点事项(图的 封闭性)。如图中有两个终点事项⑦和⑧,就是错 误的。一般在实际中应将没有紧前工序的所有事项 合并起来,构成网络的始点事项,把没有紧后工序 的所有事项合并起来,构成网络的终点事项。 a
a
3 4 b 6 0
c 2
1
(1 ) 工
序
虚工序问题
——仅用于表明平行工序间的逻辑关系; ——虚工序越少越好。
判断虚工序是否必要: —— 虚工序箭头箭尾连接的两道工序是否 源于同一节点; —— 虚工序箭头箭尾连接的两道工序不源 于同一节点,且不能表示共同完工。
(2 ) 事
项
前后工序的交接点称为事项,常用“〇”加数字表 示,数字主要是标号作用,如图中标号从1至6,代表有6 个事项,有时也可用来表示工序,如图的工序 e = ②→ ⑤。根据事项之间的相互关系,也可分为前置事项,后 继事项、起(始)点事项和终点事项。
、物力、财力),都必须编制一个科学的工作组织计划来
有效地组织、调度与控制该项活动的进程,以实现最佳的 效应和效益。而这种为编制科学的组织计划的有效方法统
运筹学第10章图与网络分析清华大学出版社
由于2m为偶数, 而 d (v )是若干个偶数之和, 也是偶数.
vV2
所以 d (v )必为偶数,即 | V1 | 是偶数.
有向图中,以vi为始点的边数称为点vi的出次, 用d (vi )表示, 以vi为终点的边数称为点vi的入次, 用d (vi )表示, vi点的出次与入次之和就是该点的次.
六、第10章 图与网络分析
图与网络的基本知识 树及最小树问题 最短路问题 最大流问题 最小费用最大流问题
(Graph Theory and Network Analysis)
A
C
D
问题:一个游者怎样才 能一次连续走过这七座 桥且每座桥只走一次, 回到原出发点。
A
B
哥尼斯堡“七桥”难 题 欧拉用A,B,C,D四点表示河的 两岸和小岛,用两点间的联 线表示桥。七桥问题变为: 从A,B,C,D任一点出发,能否 通过每条边一次且仅一次, 再回到该点?
无路可通.那么加上一边( u, v )也不会形成圈, 与已知矛盾. 再证每舍去一边便不连通.若T中有一边( u, v ), 舍去( u, v )后
图T ( u, v )仍然连通, 那么T T ( u, v )由于无圈是一棵树
但T 加一边( u, v )后就是T 仍无圈, 与( 4)中树每加一新边必
从T中去掉(v , u)边及u点不会影响T的连通性, 得图T , T 为树 只有k 1个顶点, 所以有k 2条边, 再把(v , u),u加上去,可知
当T 有k个顶点时有k 1条边.
( 2) (3)
只需证明T 是连通图.
l
反证法.设T 不连通, 可以分为l个连通分图( l 2), 设第i个
e4
图与网络分析 (Graph Theory and Network Analysis)
(5,6)
t (10,7) v4
附程序
min
( i,j ) A
bij f ij
jV ( j,i ) A
MODEL: s.t f ij sets: jV nodes/s,1,2,3,4,t/:d; ( i,j ) A arcs(nodes,nodes)/ s,1 s,2 1,2 1,3 2,4 3,2 3,t 4,3 4,t/:b,c,f; 0 f ij endsets data: d=14 0 0 0 0 -14; 其中 di b=2 8 5 2 3 1 6 4 7 ; c= 8 7 5 9 9 2 5 6 10; enddata min=@sum(arcs:b*f); @for(nodes(i)|i #ne# 1 #and# i #ne#@size(nodes): @sum(arcs(i,j):f(i,j))-@sum(arcs(j,i):f(j,i))=d(i)); @sum(arcs(i,j)|i #eq# 1:f(i,j)) = d(1); @for(arcs:@bnd(0,f,c)); END
规定了费用的网络称作带费用的网络,
A 记作 D {V , A, c, b, v s , v t } ,其中 V 是顶点集合,
是弧集合,
v c 是容量集合, b 是费用函数, s 为发
点, v t 为收点。
3、可行流 f 的费用 设 f 是 D上的可行流,称 b( f ) b(a ) f (a ) 为可 a A 行流 f 的费用。 4、流量为v 的最小费用流 把D上所有流量等于v 的可行流中费用最小的可行 流称作流量为v 的最小费用流。
假设1月初的库存量为零,要求6月底的库存量也为 零,不允许缺货。试做出6个月的订货计划,使成 本最低。
《图与网络分析》课件
广度优先搜索
2
历图中的节点。
通过按逐层扩展的方式,搜索和遍历图 中的节点。
最短路径算法
1
Dijkstra算法
寻找两个节点之间最短路径的一种算法,适用于无负权重边的情况。
2
Floyd算法
寻找所有节点之间最短路径的一种算法,适用于有向图和无向图。
最小生成树算法
1
Prim算法
找出连接所有节点的最小成本树的算法。
Kruskal算法
2
找出连接所有节点的最小成本树的另一 种算法。
应用案例
1 社交网络分析
通过图与网络分析方法, 揭示社交网络中的关键人 物和社群结构。
2 物流网络优化
使用图与网络分析技术来 优化物流网络的路径和资 源分配。
3 路网分析
通过图与网络分析,提高 交通规划和城市布局的效 率。
网络分析的思路
顶点
网络中的数据节点或实体。
边
连接顶点的关系或连接。
权重
边的属性或度量,用于表示连接的强度或重要性。
图的分类与存储结构
有向图
边具有方向性,表ห้องสมุดไป่ตู้顶点之间 的单向关系。
无向图
边没有方向性,表示无序关系。
加权图
边具有权重,表示连接的强度 或重要性。
图搜索算法
1
深度优先搜索
通过探索尽可能深入的路径,搜索和遍
网络分析的思路是通过对网络结构和属性的分析,揭示出潜在的模式、关系和洞察力,帮助我们洞悉复杂系统 的运作。
《图与网络分析》PPT课 件
欢迎来到《图与网络分析》PPT课件!本课程将帮助您深入了解图网络分析的 概念和应用。准备好探索各种令人兴奋的网络分析方法和工具了吗?让我们 开始吧!
电路第十章 网络图论及网络方程
8
1 0 0 0 0 -1 0 0 1 0 0
习题0 :110-07 0求0Bf、1 C-1f -1 0 -1
1
[C
f
]
0 0 1 0 010 0树支0:10、21、30、05、19
-1 1
0 -1
0 0
1 0
0 0 0 0 1 0 0 0 0 1 -1
2、基本割集关联矩阵Cf
7
四、A、Bf、Cf关系
1 0 0 1 1 0
选一棵对树于,一支个路有编向号图,[A] 0 1 1 1 0 0
先树支后连支。则有: 0 0 1 0 1 1
A At Al
B Bt Bl Bt 1
1 1 0 1 0 0 [Bf ] 1 1 1 0 1 0
1 4
2 3
5
21
10-5 基本割集法
一、标准支路伏安关系
Ik Yk Uk Yk Usk Isk
二、矩阵形式支路伏安关系:
Ib Yb Ub Yb Us Is
其中: Yb : 支路导纳矩阵
三、支路电流关系:
Cf Ib 0
i1 - i4 + i6 = 0 i2 + i4 + i5 = 0
3
2、回路(Loop)
回路是连通图G的一个子图, 满足:
1)连通图
2)每个节点仅关联两条支路
3)移去任一支路,则无闭合 路径
基本回路:单连支回路,连支方向为回路方向。
3、割集(Cut) 割集是连通图G的一些支路的集合,满足: 1)移去该支路集合,则图恰好分成两部分;
图与网络分析
e1 v6 e6
v1 e7 e8 v5
e2 e9
v2
e3 e4
e10
v4
v3
S1={v6,v5,v1,v5,v4,v3} S2={v6,v5,v1,v4,v3}
e5
3
Hale Waihona Puke 2、连通图:如果图G中任意两点间至少有一条链相连,则
称此图为连通图。
2
e6 e5
v4
定理1: 图G=(V,E)中,所有点的次数之和等于边数的两倍。 二、连通图 1、链、圈: 在无向图G=(V,E),称一个点和边交替的序列 {vi1,ei1,vi2,ei2,…vit-1,vit}为连接vi1和vit的一条链。
简记为{vi1,vi2,…vit}。其中eik=(vik,vik+1),k=1,2,…t-1。
e1 v6
v1 e7 e8 v5
e2 e9
v2
e3 e4
e6
e10
v4
v3
S1={v6,v5,v1,v5,v4,v3} S2={v1, v5,v1}
e5
7
§6.2 树与最小生成树
一、树的概念: 树:无圈的连通图。 二、树的性质: (1)树枝数等于顶点数减1; (2)树的任意两个顶点之间有且仅有一条初级链。 (3)去掉树的任一树枝,便得到一个非连通图; (4)在树中任意两个顶点间添上一条边,恰好得到一 个初级圈。 (5)在所有连通的生成子图中,生成树的边数最少。
小的公路网把若干城市联通;设计用料最省的电话线网把
有关单位联系起来。
13
求最小树的方法:
1、破圈法(管梅谷算法) : (1)先从图G任取一个圈,并从圈中去掉一条权最大的边。 若 在同一圈中有几条都是权最大边,则任选其中一边去掉 。 (2)在余下的子圈中,重复上述步骤,直至没有圈止。
图与网络分析
引言 第一节 图与网络的基本概念 第二节 树 第三节 最短路径问题 第四节 网络最大流问题 第五节 最小费用最大流问题
引言
图论(Graph Theory)是研究图的理论, 是运筹学中一重要 的分支. 有200多年历史, 大体可划分为三个阶段.
图论发展的三个阶段
第一阶段
第二阶段
第三阶段
从十八世纪中叶 到十九世纪中叶
e1
v1
e2
v2
v6
e5
e6
e3
v4
e8
e4
图-9
v3 e7 v5
定义4: 若图G=(V,E)的点集V可分为两个非空子集X, Y, 满 足: XY=V, XY=, 使得E中的每条边的两上顶点必有 一个端点属于X,而另一个端点Y,则称G为二部图(偶图)
v1
e1
v2
v1
U1
e4
e2
v2
v3
U2
v4
C
River
7
5
3
D
2
B 图-1
Euler在1736年发表了一篇题为“依据几何位置的解题 方法”论文,有效解决了Konigsber七桥难题,这是有记 载的第一篇图论论文,Euler也被公认为图论的创始人.
A
C
D
B
例2: Hamilton回路是19世纪英国数学家Hamilton提出
给出一个正12面体图形,共有20个顶点,分别表示全球20个主 要城市,要求从某个城市出发沿着棱线寻找一条经过每个城 市一次而且仅一次,最后回到原处的周游世界线路(并不要求 经过每条边).-环球旅行问题.
定义9 无向图G=(V, E), 连接 vi0与vik 的一条链是同一 个点时, 称为圈(circle). 若圈中没有重复的点与重复边者称为初等圈
7.图与网络分析
8.1图与网络的基本知识8.1.1图与网络的基本概念8.1.1.1 图的定义自然界和人类社会中,大量的事物以及事物之间的关系,常可以用图形来描述。
例如:图8-4所示的我国北京、上海等十个城市间的交通图反映了这十个城市间铁路 分布情况。
这里用点代表城市,用点和点之间的连线代表这两个城市之间有直通铁路。
图8-4 十个城市间铁路分布图又如某单位储存五种化学药品,其中,某些药品是不能放在同一库房里的,为了反映这种情况,可以用点、、、、分别代表这五种药品,若药品和药品是不能存放在同一库房的,则在和之间连一条线,如图8-5所示。
如果问题归结为寻求存放这种化学药品的最少库房个数,则该问题就是染色问题。
事实上,至少需要三个库房来存放这些药品,即和、和、各存放在一个库房里。
前面的两个例子涉及到的对象之间的关系具有“对称性”,就是说,如果甲与乙有这种关系,那么同时乙与甲也有这种关系。
例如,如果甲药品不能和乙药品放在一起,那么,乙药品当然也不能和甲药品放在一起。
在实际生活中,有许多关系不具有这种对称性。
例如,有甲、乙、丙、丁、戊五个球队,各队之间的比赛情况如表8-1所示。
五个球队之间的胜负关系显然是一种非对称关系,如果球队甲胜了球队乙,可以用一条带箭头的联线表示,即→,于是,表8-1的关系可以表示成图8-6所示。
图8-5 五个药品之间会发生化学反应的关系示意图北京武汉天津连云港1v 2v 3v 4v 5v i v j v i v j v 1v 5v 2v 4v 3v v 甲v 乙v 3v 145图8-6 五个球队比赛的胜负连线图从以上分析可以看出,我们常将所研究——对象看成一个点,用连线(带箭头或不带箭头)表示对象之间的某种特定的关系,这时连线的长短曲直无关紧要,重要的是两点之间有无线相连。
为了区别起见,把两点之间不带箭头的连线称为边,带箭头的连线称为弧。
由此,我们便抽象出图的概念。
图是描述对象之间某种特定关系的工具,用数字语言描述如下:定义8.1 一个图是由一个非空集合 V ,以及由V 中元素的无序(或有序)对组成的集合E (或A )所组成。
第10章_图与网络分析(清华教材)
第一节 图论的基本概念(1)
引言 十八世纪的哥尼斯堡城中流过一条河(普雷.格尔河), 河上有 7 座桥连接着河的两岸和河中的两个小岛。当时 那里的人们热衷于这样一个游戏:一个游者怎样才能一 次连续走过这 7 座桥,回到原出发点,而每座桥只允许 走一次。没有人想出走法,又无法说明走法不存在,这 就是著名的“哥尼斯堡 7 桥”难题。
幸运的是在 1970’s 终于由美国的两位数学家借助 大型计算机将其证明了。
第一节 图论的基本概念(4)
定义:有序二元组G=(V,E )称为一个图,其中
(1) V={v1, v2,…,vn}是有穷非空集,称为顶点集, 其中的元素叫图G的顶点.
(2) E={eij}称为边集,其中的元素叫图G的边.
若 eij={Vi, Vj}是个无序二元组,则图G是个无向图
求支撑树——“破圈法”和“避圈法”
定理7:图G有支撑树,当且仅当图 G v2
是连通的。
我们给定一个连通图,如右 所示,求它的支撑树。
e1
e6 e4
v1
e2
e3
v4 e5
e7
e8
v5
v3
破圈法:在图中任选一
个圈,从这个圈中去掉 一条边。在余下的图中 重复这个步骤,直到得 到一不含圈的图为止。
v2
e1
第一节 图论的基本概念(6)
定理1:
d(v) 2 | E |
vV (G)
定理2 任何图中奇次顶点的总数必为偶数.
链:如果图中的某些点、边可以排列成点和边的 交错序列,则称此为一条链。
圈:如一条链中起点和终点重合,则称此为一条圈。
初等链(圈):如果链(圈)中点都是不同的, 就称之为初等链(圈)。
《运筹学》第十章_图与网络分析
太原
石家庄
北京 天津 济南
塘沽
青岛
徐州 连云港 南京 上海
郑州
重庆 武汉
图的基本概念与基本定理
有六支球队进行足球比赛,我们分 别用点v1…v6表示这六支球队,它们 之间的比赛情况,也可以用图反映 出来,已知v1队战胜v2队,v2队战胜 v3 队,v3队战胜v5 队,如此等等。这 个胜负情况,可以用图所示的有向 图反映出来。
树和最小支撑树
如果用六个点v1…v6代表这六个城市, 在任意两个城市之间架设电话线,即在相应 的两个点之间连一条边。这样,六个城市的 一个电话网就作成一个图。由于任意两个城 市之间均可以通话,这个图必须是连通图。 并且,这个图必须是无圈的。否则,从圈上 任意去掉一条边,剩下的图仍然是六个城市 的一个电话网。图是一个不含圈的连通图, 代表了一个电话线网。
树和最小支撑树
v1 v3 v4 v2 v5 v6
树和最小支撑树
定义 一个无圈的连通图叫做树。 下面介绍树的一些重要性质: 定理 设图 G =( V,E )是一个树 P(G) ≥2, 那么图G中至少有两个悬挂点。 定理 图G=(V,E)是一个树的充要条件是G 不含圈,并且有且仅有P-1条边。 定理 图G=(V,E)是一个树的充要条件是G 是连通图,并且有且仅有P-1条边。 定理 图G是一个树的充分必要条件是任意两 个顶点之间有且仅有一条链。
例
V v1 ,v2 , v3 , v4 , v5 , v6
v1
e1 e2 e5 e8 v5 e6 e7 v3 v2 e3 e v4 4
E {e1 ,2 , e3 , e4 , e5 , e6 , e7 , e8 , e9 , e10 } e e1 {v1 , v2 } e2 {v1 , v2 } e10 e3 {v2 , v3 } e {v , v } e5 {v1 , v3 }
《图与网络分析》课件
网络的定义与分类
总结词
网络的定义与分类是理解图与网络分析的关键。
详细描述
网络是由节点和边构成的集合,用于描述系统中各个组成部分之间的关系。根据 不同的分类标准,网络可以分为多种类型,如无向网络和有向网络、单层网络和 多层网络等。
图与网络的应用领域
总结词
图与网络的应用领域广泛,包括计算机科学、交通运输、生物信息学等。
从任意一个顶点开始,每次选择一条与已选顶点集合相连的边中权 重最小的边,将其加入最小生成树中。
最短路径算法
Dijkstra算法
01
用于求解图中从一个顶点到其他所有顶点的最短路径。
Bellman-Ford算法
02
用于求解图中所有顶点之间的最短路径。
Floyd-Warshall算法
03
用于求解图中所有顶点之间的最短路径,时间复杂度较低。
网络流算法
01
Ford-Fulkerson算法
用于求解最大网络流问题,通过不断寻找增广路径来增加网络的流量。
02
Dinic算法
基于层次搜索和增广路径的算法,用于求解最大网络流问题。
03
Edmonds-Karp算法
基于广度优先搜索的算法,用于求解最大网络流问题。
03
网络分析与应用
网络中心性分析
节点中心性
社区结构特征
包括社区大小、社区密度、社区连通性等。
社区结构分析的应用
在社交网络中识别用户群体,在组织结构中划分部门和团队等。
网络动态分析
网络动态模型
常见的网络动态模型有随机游走、马尔科夫链和自组 织映射等。
网络动态特征
包括节点的活跃度、网络的演化规律和网络的鲁棒性 等。
网络动态分析的应用
运筹学( 图与网络优化)
G是一棵树。 无圈且m=n-1。 G连通且m=n-1。 G连通并且每条边都是割边。 G中任意两点都有唯一的路相连。 G无圈,但在任意一对不相邻的顶点之间加连一条 边,则构成唯一的一个圈。
支撑树
图G的支撑树是G的支撑子图,并且是一棵树。
每个连通图都有支撑树
支撑树也称为连通图的极小连通支撑子图。 很显然,一个连通图只要本身不是一棵树,它的支撑 树就不止一个。
则T1 经过k次迭代后可得到T2。
最小树
设G是一个赋权图,T为G的一个支撑树。定义T的权为:
w(T )
eE ( T )
w(e ).
G中权最小的支撑树称为G的最小树。 定理5 设T是G的一个支撑树,则T是G的最小树的充分
d (v) 0(mod 2);
v V1 V1 0(mod 2)
d (v) 1(mod 2),
简单图
一个图称为简单图,如果它既没有环也没有多重边。 下图是简单图。
本书只限于讨论有限简单图,
即顶点集与边集都是有限集的图。 只有一个顶点的图称为平凡图; 边集是空集的图称为空图。 f3 f1
每个顶点用点表示,
每条边用连接端点的线表示。 图的几何实现有助与我们直观的了解图的许多 性质。
说明
一个图的几何实现并不是唯一的;表示顶点的点和表示边 的线的相对位置并不重要,重要的是图形描绘出 边与顶点之间保持的相互关系。 我们常常把一个图的图形当作这个抽象图自身. 并称图形的点为顶点,图形的线为边。 图论中大多数概念是根据图的表示形式提出的,例如:顶 点、边、多重边、环、路、圈、树等。
几何实现图例
在一个图的几何实现中,两条边的交点可能不是图的顶 点。例如下图 中,它共有4个顶点,6条边;而e 3 与e 4 的交点不是这个图的顶点。
图论
2. 破圈法: ⑴ ⑵ 任取一圈,去掉其中一条最长的边, 重复,至图中不存在任何的圈为止。
A
S
5
×
B
5
×
D
5
T
C
4
×
E
最小生成树长Lmin=14
3. 最小边生成最小树法 将图中所有边按权值从小到大排 列,依次选所剩最小的边加入边集 T,只 要不和前面加入的边构成圈,直到 T 中 有 n1 条边,则 T 是最小生成树.
若vi 是e j的起点 若vi 是e j的终点 若vi 与e j 不关联 e1 e2 e3 e4 e5 1 0 0 0 1 v1 M= 1 1 0 1 0 v 2 0 0 1 1 0 v 3 0 1 1 0 1 v 4
返回
邻接矩阵
对无向图G,其邻接矩阵 A (aij ) ,其中:
定义2 (1)任意两点均有路径的图称为连通图. (2)起点与终点重合的路径称为圈. (3)连通而无圈的图称为树.
定义3 (1)设 P(u , v) 是赋权图 G 中从 u 到 v 的路径, 则称 w( P)
eE ( P )
w(e) 为路径 P 的权.
(2)
在赋权图 G 中,从顶点 u 到顶点 v 的具有最小权的路
d (v) = d +(v) + d -(v) 称为 v 的次数.
d (v4 ) 4
d (v4 ) 2 d (v4 ) 3 d (v4 ) 5
定理1
vV (G )
d (v) 2 (G)
推论1 任何图中奇次顶点的总数必为偶数.
例 在一次聚会中,认识奇数个人的人数一定是偶数.
对有向赋权图G,其邻接矩阵 A (aij ) ,其中:
- 1、下载文档前请自行甄别文档内容的完整性,平台不提供额外的编辑、内容补充、找答案等附加服务。
- 2、"仅部分预览"的文档,不可在线预览部分如存在完整性等问题,可反馈申请退款(可完整预览的文档不适用该条件!)。
- 3、如文档侵犯您的权益,请联系客服反馈,我们会尽快为您处理(人工客服工作时间:9:00-18:30)。
10.4 已知有十六个城市及他们之间的道路联系(见图10-1)。某旅行者从城市A出发,沿途依次经过J、N、H、K、G、B、M、I、E、P、F、C、L、D、O、C、G、N、H、K、O、D、L、P、E、I、F、B、J、A,最后到达城市M。由于疏忽,该旅行者忘了在图上标明各城市的位置,请应用图的基本概念及理论,在图10—1中标明各城市A~P的位置。
10.22 设G=(V,E)是一个简单图,令δ(G)= (称δ(G)为G的最小次)。证明:
(1)若δ(G) 2,则G必有图;
(2)若δ(G) 2,则G必有包含至少δ(G)+1条边的图。
10.23 设G是一个连通图,不含奇点。证明:G中不含割边。
10.24 给一个联通赋权图G,类似于求G的最小支撑树的Kruskal方法,给出一个求G的最大支撑树的方法。
表10-2
城市
Pe
T
Pa
M
N
L
Pe
×
13
51
77
68
50
T
13
×
60
70
67
59
Pa
51
60
×
57
36
2
M
77
70
57
×
20
55
N
68
67
36
20
×
34
L
50
59
2
55
34
×
10.9 有九个城市 ,其公路网如图10—4所示。弧旁数字是该段公路的长度,有一批货物从 运到 ,问走那条路最短?
10.10 用标号法求图10—5中V1到各点的最短路。
10.25 下述论断正确与否:可行流f的流量为零,即v(f)= 0,当且仅当f是零流。
习题答案及详解
10.1 证明
(1)由图的性质定理知,任一个图中,奇点的个数为偶数。7,6,5,4,3,2中存在3个奇数,所以不可能是某个图的次的序列,更不是某个简单图的次的序列。
【或者】假设7,6,5,4,3,2为某个简单图的次的序列,则图中有6个点,作为简单图点的最大次数为n-1,即最大次数为5,显然与存在点的次数为7矛盾。所以,7,6,5,4,3,2又是简单图的次的序列。
10.19 某单位招收懂俄、英、日、德、法文的翻译各一人。有5人应聘。已知乙懂俄文,甲、乙、丙、丁懂英文,甲、丙、丁懂日文,乙、戊懂德文,戊懂法文。问最多有几人能得到招聘,有分别被聘任从事那一文种的翻译。
10.20求图10-12中从s→t的最小费用最大流,各弧旁数字为( , )。
10.21 图10-13中,A、B为出发点,分别有50 和40 单位物资往外发运,D、E为收点,分别需要物资30 和60 单位,C为中转点,各弧旁数字为( , )。求满足上述收发量要求最小费用流。
(2)由定理知,任一个图G=(V,E)中,所有点的次数之和是边数的两倍,即图中点次的和为偶数。序列6,6,5,4,3,2,1的和为27,所以它不可能是一个图的次的序列,更不可能是某个简单图的次的序列。
【或者】假设6,6,5,4,3,2,1为某个简单图的次的序列,则图中存在7个点,不妨设为 , , , , , , ,其中 , 次为6,表明 , 与除自身外的剩余6个点均相连。即 , , , , 的次不少于2,与 的次为1矛盾。所以,6,6,5,4,3,2,1不是某个简单图的次的序列。
表10-2 各油井间距离单位:km
从 到
2
3
4
5
6
7
8
1
1.3
2.1
0.9
0.7
1.8
2.0
1.5
2
0.9
1.8
1.2
2.6
2.9
1.1
3
2.6
1.7
2.5
1.9
1.0
4
0.7
1.6
1.5
0.9
5
0.9
1.1
0.8
6
0.6
1.0
7
0.5
10.15 设某公司在六个城市c1,…, c6 有分公司,从ci到cj的直达航线票价记在下面矩阵的(i,j)位置上(∞表明无直达航线,需经其他城市中转)。请帮助该公司设计一张任意两城市的票价最便宜的路线表。
10.5 十名研究生参加六门课程的考试。由于选修的课程不同,考试门数也不一样。表10—1给出了每个研究生应参加考试的课程(打Δ号的)。规定考试应在三天内结束,每天上下午各安排一门。研究生们提出希望每人每天最多考一门,又课程A必须安排在每一天上午考,课程F安排在最后一门,课程B只能安排在中午考,试列出一张满足各方面要求的考试日程表。
10.11 用Dijksrea方法求图10—6中V1到各点的最短距离。
10.12求图10-7中从V1到各点的最短路。
10.13在图10—8中
(1)用Dijkstra 方法求从V1到各点的最短路;
(2)指出对V1来说那些顶点是不可到达的。
10.14 已知八口海上油井,相互间距离如表10-2所示。已知1号井离海岸最近,位5浬。问从海岸经1号井铺设油管将各油井连接起来,应如何铺设使输油管线长度为最短(为便于计算和检修,油管只准在各井位处分叉)。
第十章
精典
10.1 证明如下序列不可能是某个简单图的次的序列:
(1)7,6,5,4,3,2
(2)6,6,5,4,3,2,1
(3)6,5,5,4,3,2,1
10.2 已知9个人 中, 和两个人握过手, 各和四个人握过手, 各和五个人握过手, 各和六个人握过手,证明这九个人中一定可以找出三个人互相握过手。
10.16 在如图10-9 所示的网格中,每弧旁的数字是(cij,fij)。
(1)确定所有的数集;
(2)求最小截集的容量;
(3)证明指出的流是最大流。
10.17求如图10-10 所示的网络的最大流(每弧旁的数字是(cij,fij)。
10.18用Ford-Fulkerson的标号算法求图10-11中所示各容量网络中从Vs到Vt的最大流,并标出个网络的最小割集。图中各弧旁数字为容量 ,括弧中为流量 。
表10-1
考试课程
研究生
A
B
C
D
E
F
1
Δ
Δ
Δ
2
Δ
Δ
3
Δ
Δ
4
Δ
Δ
Δ
5
Δ
Δ
Δ
6
Δ
Δ
7
ΔΔΒιβλιοθήκη Δ8ΔΔ
9
Δ
Δ
Δ
10
Δ
Δ
Δ
10.6 用破圈法和避圈法找出图10-2的一个支撑树。
10.7 用破圈法和避圈法求图10—3中各图的最小树。
10.8 已知世界6大城市:(Pe)、(N)、(Pa)、(L)、(T)、(M)。试在由表10—1所示交通网络的数据中确定最小树。