图论着色的计数与色多项式
正六面体的着色问题
ｇ／ 的色多项式． 引理 １ ． ２ 【 ３ 【 广义 的 Ｐ ６ ｌ ｙ ａ 定理】 设 Ｐ是 的一个子群 ，Ｇ是 ｇ的 Ｐ～图 ，则
收稿 日期：２ ０ １ ４ — ０ ６ — ２ ６
作者简介：安永红 （ １ ９ ７ ９ 一 ） ，男，蒙古族，呼伦贝尔学院数学科学学院讲师．研究方向：应用数学研究。
第２ ２ 卷第４ 期
２ ０ １ ４年 ８月
呼伦贝尔学院学报
Ｊ ｏ ｕ ｎａ ｒ ｌ ｏ ｆ Ｈｕ ｌ ｕ ｎ ｂ ｅ ｉ ｅ ｒ Ｃｏ ｌ ｌ
Ｎｏ ． ４
、 ， ０ １ ． ２ ２
Ｐ ｕ ｂ ｌ ｉ ｓ ｈ ｅ ｄ ｉ ｒ ｌ Ａｕ ｍ ａ ｓ ｔ ． ２ ０ １ ４
（ ２ ） 一个 Ｌ 图被简单地看作是一个标号 图；
（ ３ ）当 尸＝Ａ （ ｈ ） ，ｇ∈Ｇ时 ， 其中ｈ∈ ， 称标号图 ｈ和 ｇ分别是 Ｐ一图 Ｇ 的结构 图和约束图 ，由
标号图 ｈ和 ｇ所确定的 Ｐ一图 Ｇ称为是 Ｃ一图 ；
（ ４ ）当Ｐ Ａ （ ｇ ） 时 ，Ｊ Ｆ ＇ 一图就被称为图 ｇ的一个 自同构 Ｐ一图，或简称为 一图． 定义 １ ． ２ 【 ２ 设ｇ∈ ， 称映射（ ） ． ： Ｖ （ ｇ ） （ １ ， ２ ． ． ． ． ， ） 为图ｇ的一个正常ｋ 着色是指对任意相邻点 Ｖ ｉ 和ｙ ， 均满足 ， （ ） ≠ａ（ ｖ ｊ ） ． 图ｇ的一个正常ｋ着色的最小 ｋ值称为ｇ的色数 ，记为 ｚ （ ｇ ） ． 对于任 意 的正整数 ｋ，令 ｚ （ ｇ ， ） 表示图 ｇ的正常 ｋ 着色数． 已知 ｚ （ ｇ ， 是一个整系数 ， ｚ 次多项式．
chap12 图的着色
若没有优于的k边着色，则称是最优k边着色。 注意这里没有要求是图G的正常k边着色 显然C(v) ≤ dG(v)。对任意v∈V(G)，都有C(v) = dG(v)成立，当且仅当是正常k边着色。
2016/12/5 离散数学 21
定义12.2.3的例：
如下图G的两个2边着色：
2016/12/5 离散数学Fra bibliotek4独立集都是同色顶点
定理12.1.1 对任何p阶图G , 有 p /(G) (G) p – (G)+1， 其中，(G)是G的最大独立集元素个数。 证明：设S是G的一个最大独立集，|S|=(G)=， V(G)–S={v1,v2,…,vp-}。定义点着色为：u∈S， (u)=1；vi∈V(G)–S， (vi)=i+1。则是G的一个 正常(p–+1)着色，于是，(G) p–(G)+1。 设(G) =k，则存在划分V(G)=V1∪∪ Vk使 得Vi中的点均着第 i 种色，于是Vi是G的独立集， 从而|Vi| (G), i=1, , k。故p=| V1 |+ +| Vk | k (G) = (G) (G)，即 p /(G) (G)。
2016/12/5 离散数学 8
临界点的度不小于色数减一
性质2：若顶点v是图G的临界点，则有 d(v)＜(G)–1 d(v)≥(G)–1。 v 证明；由性质1，G–v有正常((G)–1)着 色。 … 若d(v)＜(G)–1，则在的(G)–1种 颜色中至少有一种颜色i，使得任何与v … 邻接的顶点u，(u) ≠i 。于是，可以在G 中将v着颜色i，其余顶点的着色与相同， (G)–1 这样就得到了G的一个正常((G)–1)着色， 此与 (G)的定义相矛盾。故d(v)≥(G)–1。 性质2之逆不真。
色本原多项式的应用
１ ｓ是 集合 Ｎ 上的对称置换群 ， Ｓ是 Ｎ 上 的所有 置换 的集 ） 令 即 合 ， ｓ 的单位元 ， Ｉ ｅ是 ｓ 的单位子群 ； ｅ是 且 （｝ ２若 Ｐ是 ｓ 的一个子群 ， Ｐ以一种 自然的形式作用在 Ｇ 上 ： ） 则 对任 意的 订∈Ｐ和 ｇ ．１ ∈Ｇ 且其边集是 （）｛ ） ０ ） （｝ ＥＧ ， Ｔ 曲＝ ０， ∈Ｅ曲 ； ３当 叮 ｇ ｇ 一 （（）Ｅ ， ） ｒ ） ０ Ｅｇ ＝ ＠）称 是 ｇ 自同构群 ， 的所有的 自同 （＝ ） 的 ｇ 构构成的集合记 为 Ａ（ 曲。若 Ｋ Ｎ ， ｓ Ｋ ｆ 令 Ｔ ＝ ∈ｓｌ ｕ＝ ， 于任意 的 ／ ）ｕ对 （ Ｕ ∈Ｋ｝称 Ｓ Ｋ是 Ｓ 的 Ｋ稳定子群 ； ， Ｊ ４ 于任一置换 叮∈ ｃ 表示 置换 订循环分解的圈数。一个 ） 对 ｒ Ｓ用 ㈤ 置换被称为是正则的 ， 若它 的每个圈的长度相等 。 定义 ２２ Ｄ令 Ｐ是 Ｓ 的一个子群 ， ． Ｉ ｎ阶 Ｐ置换 一图 Ｇ或 简单 地说 Ｐ 一图 Ｇ是指 Ｐ作 用在 Ｇ 上产 生的一个轨道 ， ｇ ｏ Ｇ是 ｇ的一 当 ∈Ｇ ， 称 个Ｐ 一图且 ｇ Ｇ的一个标 号图。特别地 ， Ｐ Ａ㈤，∈Ｇ时 ， 中 ｈ 是 当 ＝ ｇ 其 ∈ Ｇ， 称标号图 ｈ和 ｇ 分别是 Ｐ 一图 Ｇ的结构图和约束 图。 由标号 图 ｈ和 ｇ 所确定 的 Ｐ 一图 Ｇ称为是 Ｓ 一图。 Ｃ
科技信息
高校 理 科研 究
色 本原 多 Ｉ 式 响 应用 页
呼 和浩特职 业 学院 梁俊 兰
［ 要 ］ 计数和 图的着 色是组合数 学与 图论的重要 内容， Ｐ １ 计数定理和计算 图色数的 色多项式是研究它们的主要 工具， 摘 组合 而 ６ａ ｙ 在文献［ ］ 杜清晏教授将两者结合 ， ３ 中， 定义了色轨道 多项式和 色本原多项式 ， 并提 出了ｐ 一图和 ｓ 一图的概念。本文讨－ ７具体图 ｃ ？ ｅ Ｃ 以及由图 Ｃ 组合的图的色轨道 多项式和色本原 多项式， 还给出色轨道 多项式和 色本原 多项式在化学上的应 用。 ［ 关键词 ］ 色轨道 多项式 色本原多项式 ｃ
图论讲义第6章-染色应用
§6.5 染色应用举例—求图的边色数及色数的算法一、排课表问题—求二部图的正常)(G χ′边染色1. 问题： 有m 位教师m x x x ,,,21 ，n 个班级n y y y ,,,21 。
教师x i 每周需要给班级y j 上p ij 次（节）课。
要求制订一张周课时尽可能少的课程表。
2. 图论模型：构造二部图),(Y X G =，其中X ＝{m x x x ,,,21 }，Y ＝{n y y y ,,,21 }，顶点i x 与j y 之间连ij p 条边。
一个课时的安排方案对应于二部图G 的一个匹配。
排课表问题等价于：将E (G )划分成一些匹配，使得匹配的数目尽可能地少。
按)(G χ′的定义，这个最小的数目便是)(G χ′。
由定理6.2.1，()()G G χ′=Δ。
因此，排课表问题等价于：求二部图G 的边正常)(G Δ染色。
如§6.1中所述，虽然求简单图的正常（1+Δ）边染色存在多项式时间算法，但求简单图G 的边色数)(G χ′及其相应的正常边染色是一个NPC 问题[28]。
尽管如此，求二部图的边正常Δ染色却有多项式时间算法。
求图的边色数的近似算法可参考文献[29]~[51]。
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离散数学(72).
《集合论与图论》第25讲
14
边着色
边色数: χ’(G) 定理12.17(Vizing): G是简单图,则
Δ(G) ≤ χ’(G) ≤ Δ(G)+1. # G=<V1,V2,E>是二部图, 则χ’(G)=Δ(G) n>1时, χ’(Kn)= n, n为奇数
n-1, n为偶数
《集合论与图论》第25讲
定理12.14: 连通无环平面图G可k-面着色 ⇔ 对偶图G*可k-着色. #
研究平面图面着色⇔研究平面图点着色
《集合论与图论》第25讲
10
平面图着色
定理12.15: 任何平面图都可6-着色 证明: (归纳法) (1) n≤7: 结论为真.
(2) 设n=k(≥7)时结论为真. n=k+1时, ∃v∈V(G), d(v)≤5. 令G1=G-v, 对G1用归 纳假设, G1可6-着色. 模仿G1对G着色, 与 v相邻的点不超过5个, 至少剩1种颜色给v 着色,所以G可6-着色. #
(着色导出的划分是同构的)
《集合论与图论》第25讲
8
地图
地图: 连通无桥平面图的平面嵌入及其所 有的面称为(平面)地图
国家: 平面地图的面 相邻: 两个国家的公共边界至少有一条公
共边 k-面着色, k-色地图, 面色数χ*(G)
《集合论与图论》第25讲
9
面着色与对偶图点着色
定理12.13: 地图G可k-面着色 ⇔ 对偶图 G*可k-着色. #
《集合论与图论》第25讲
4
点色数性质
χ(G)=1 ⇔ G是零图
χ(Kn)=n χ(G)=2 ⇔ G是非零图二部图
G可2-着色 ⇔ G是二部图 ⇔ G无奇圈
图论 图的着色
X(G(V1,V2))=
X(G)=2 G为二部图
Th5.1：如果图G的顶点次数≤ρ，则G是ρ+1可着色的。
Th5.2：如果G是一个简单连通的非完全图，如果它的最大顶点次 数为ρ(ρ≥3)，则称G为ρ可着色的。
下面的讨论的图为平面图：
Th5.3：每个平面图都是6可着色的。 Th5.4：每个平面图都是5可着色的。 Th5.5：每个平面图都是4可着色的。
ρ ≤ X’(G)≤ ρ+1
对任意图判断X’(G)= ρ 或X’(G)= ρ+1没有解决，但对于一些特殊图， 答案是清楚的。
对于n个点圈图： 2 or 3
.13：对于n(n>1)的完全图，
X’(kn)=n (n为奇数）X’(kn)=n-1(n为偶数) Th5.15：如G为具有最大顶点次数ρ的二部图，则X’(G)= ρ。
Corollary 5.9：地图4色定理 平面图的4色定理。 Th5.10：设G为一张每个顶点都是3次的地图，则 G为3可面着色G的每个面皆被偶数条边所围 Th5.11：如果每个3正规的地图是4可面着色的，则4色定理成立。
5.3 边的着色
G是k可边着色的：如果图G的所有的边皆可用k种颜色着色，使得 任何两条相邻的边均具有不同的颜色，则称G是k边着色的。 k为G的边色数：如果G为k可边着色的，但不是k-1可边着色的，则 称k为G的边色数，记为：X’(G)。 Th5.12：如果G为简单图且它的最大顶点次数为ρ
第五章 图的着色
5.1 色数 5.2 地图的着色 5.3 边的着色
5.1 色数
G为k可着色的：设G是一个无自环图，如果对它的每个顶点可以用 k种颜色之一着色，使得没有两个相邻的顶点有相同的颜色，则称G 是k可着色的。
图论讲义第6章-图的着色问题
| c1 (ν ) | = 1 ，其中 ci (υ ) 表示 υ 阶第 i 类图的集合。这 v →∞ | c (ν ) ∪ c (ν ) | 1 2
vk
… v3 v2
i4 i3 i2
u
… H2
ik i0
…
im ik
i1
vm
v1
v
但是，因 vk 在 H 1 中的度为 2（恰与一条 i0 色边和一条 ik 色边相关联） ，故它在 H 2 中的 。这与 H 2 是奇圈矛盾。 （注意 vk 必在分支 H 2 中，因它与 度为 1（仅与一条 i0 色边相关联） 。由此可知反证法假设不能成立。证毕。 vk－1 有 i0、ik 交错路（ H 1 的一段）相连） 对于有重边的图 G，设 μ (G ) 表示 G 中边的最大重数，Vizing 实际上证明了一个更一般 的结论： Δ (G ) ≤
（其中 v0 点的关联边有可能是同一种色） 。按这 样可得 G*的一个边 2-染色 c = ( E1 , E 2 ) ， 种办法给 G*的边染色后，去掉 v0 及其关联的边，便得到 G 的一个边 2-染色。对于 G 中偶 度点，它关联的边及其颜色与 G*中相同；对 G 的任何奇度点 v，在 G 中比在 G*中少关联一 条边，但只要 d G ( v ) > 1 , 便有 d G ( v ) ≥ 3 , 故由染色的方法知，与 v 点关联的边中两种颜色 的都有。这说明 G 的边 2-染色 c = ( E1 ∩ E (G ), E 2 ∩ E (G )) 即为所求的边 2-染色。证毕。
… H1 vk-1
ikik i0
( Δ + 1) 边染色。由引理 6.1.2， G[ Ei′0 ∪ Ei′k ] 中含有 u 的那个分支 H 1 是个奇圈。
图论课件第七章图的着色
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。
离散数学中的图着色与图分割
离散数学中的图着色与图分割离散数学是数学的一个分支，它研究的是离散的结构和对象。
在离散数学中，图论是一个非常重要的领域。
而图着色与图分割是图论中的两个基本概念。
一、图着色图着色是指给定一个图的每个顶点分配一种颜色，并且要求相邻的顶点不能有相同的颜色。
这个问题可以看作是一种涂色问题，我们希望用最少的颜色来对图的顶点进行着色。
1.1 色数与染色多项式图的色数是指给定一个图所需的最少颜色数。
一个图的色数通常用符号χ(G)表示。
图的染色多项式是对于给定的图G，它与对应的染色问题有关。
1.2 四色问题四色问题是图论中一个经典的问题，它说的是任何平面地图都可以用四种颜色进行着色，使得相邻的地图区域颜色互不相同。
这个问题虽然在1976年得到了解决，但它的证明过程非常复杂，需要运用大量的数学定理和方法。
二、图分割图分割是指将一个图分割成多个不相交的子图。
图分割在图论和组合优化中具有广泛的应用。
2.1 最小割最小割是指可以将图分割成两个不相交的子图，并且两个子图之间的边的权重之和最小。
最小割问题可以通过最大流最小割定理来解决。
2.2 图分割算法图分割算法是指用于将图分割成多个子图的算法。
常用的图分割算法包括谱图分割算法、k-means算法等。
这些算法可以根据图的特点和需求来选择合适的方法。
三、图着色与图分割的应用3.1 地图着色图着色在地图着色中有着广泛的应用。
通过给地图的每个区域进行着色，可以实现不同区域之间的边界清晰，便于观察和分析。
3.2 电路布线在电路布线中，图着色可以用于解决信号线的冲突问题，保证信号线之间不会相互干扰。
3.3 图像分割图分割在图像处理中有着重要的应用。
通过将图像分割成多个子图，可以实现目标检测、边缘提取等算法的实现。
四、总结离散数学中的图着色与图分割是图论中的两个重要概念。
图着色是将图的顶点着色的过程，目标是用尽量少的颜色进行着色。
图分割是将图分割成多个子图的过程，通过选择合适的算法可以得到满足要求的子图。
《图论》第6章-图的着色2
（着色c5的顶点）。设G13和G24分别是V13
和V24在G 的导出子图。
v1 v0
v2 v3
(a) 若 v1 和 v3 在 G13中不连通，将 G13中 v1 所在连通分支所有顶 点颜色对换，得到 G 的另外一种5-着色方案。此时 v1 和 v3 都 着色 c3，即 v1~ v5 的着色数= 4。由①得到 G 的一种5-着色方案。
法原理：PG(k)=PG1(k)PG2(k)
21
第二十一页，编辑于星期六：八点 一分。
6.2 色数多项式
[定理6-2-1] 设简单图 G， Gij+ 和Gijo 分别如前所述，并分 别记 P1(k) 和 P2(k)为 Gij+ 和 Gijo 的 k 染色方案数，则 有 PG(k) = P1(k)+P2(k)。
cb
c
PK3(3)=6
20
第二十页，编辑于星期六：八点 一分。
6.2 色数多项式
➢ 若干特殊图的 PG(k)
1) 零图： G=(V, E) ，n=|V|，|E|=0，PG(k)=kn
2) 树：根节点在 k 种颜色中任取，非根节点选取与其父 亲节点不同的颜色。 PG(k)=k(k-1)n-1
3) 完全图： PG(k)=k(k-1)(k-2)…(k-n+1) 4) 非连通图：设图 G 由不连通的 G1和 G2构成，则由乘
6.1 色数
[着色] 图 G=(V,E) 的一个 k 顶点着色指用 k 种颜色对 G 的 各顶点的一种分配方案。若着色使得相邻顶点的颜 色都不同，则称该着色正常，或称 G 存在一个正常 的 k 顶点着色（或称一个 k 着色）。此时称 G 为 k-可 着色的。
[色数] 使 G=(V, E) k-可着色的最小 k 值称为 G 的色数，记为 (G)。若 (G)=k，称 G 为 k 色图。
数学建模之着色
x1
x2
x3
x4
红线：第1节 兰线：第2节 绿线：第3节 黑线：第4节
y1
y2
y3
y4
y5
安排4个节课， 11 11 [ ] 2, { } 3. 4 4
可安排4个教室4个节课的课表。
x1
x2
x3
x4
红线：第1节 兰线：第2节 绿线：第3节 黑线：第4节 5 6
y1
y2
y3
y4
y5
1 x1 x2 x3 x4 y1 y2 y3 y4
着色理论
1.图的边着色 定义：将简单图的边集E划分成m个非空子集，即
E (G) Ei
i 1
m
, Ei E j
, i j, Ei ,
i, j 1,2,, m. 将Ei中的边用第i种颜色上色，则
称对G的边进行了一个m边着色，记成 C=(E1,E2, …,Em).若每个Ei(i=1,2, …,3)皆是G的一个 匹配，则称C是G的m边正常着色。当G可以m边正 常着色而不能m-1边正常着色，称m为G的边色数，
假设n=2k时问题有解。
证明n=2(k+1)时成立.
若与顶点v关联的某边染有颜色i，则称颜色i在顶 点v上表现。 引理1 设G不是奇圈的连通图，则G存在一个二边 着色，使两种颜色在每个度数不小于2的顶点上表 现。 证明 假设G是非平凡图。
G是Euler图时。若G是偶圈，则G的正常2 边着色具有所要求的性质。否则，G必有一 个度数至少为4的点v0. 设v0e1v1e2…env0是G的 Euler环游，并且设
E1={ei∣i是奇数}， E2={ei∣i是偶数}
则G的二边着色(E1，E2)具有所要求的性质，因为G 的每个顶点都是v0e1v1e2…env0的内点。
图论第6章-平面图
若G不是树，则G中含有回路。设边e在G的 某个回路上。令G′=G-e(从G中删除边e，而得 到G′)，则G′仍然是连通图。设n′，m′和r′分别是 的结点数、边数和面数。则n′=n，m′=m-1=k， r′=r–1 。 于 是 n=n′ ， m=m′+1 ， r=r′+1 。 因 为 G′ 是连通图且m′=k，所以G′满足归纳假设的条件。 由归纳假设知：n′–m′＋r′=2，所以 n–m+r= n′–(m′+1)+(r′+1)= n′-m′+r′=2。
v1
v4
R0 R2 R1 v2
v3 v5
v6
又例：下图为非连通的平面图，有两个连
通分支， deg(R1)=3， deg(R2)=4， R0的 边界由两个初级回路v1 v2 v3v1 和v4 v5 v6 v7 v4围成， deg(R0)=7 。
v1
v4
v7
v2
R1 v3R0 v5
R2
v6
定理：设G=V,E是有限平面图，有r个面，
如下图G1,G2,G3是同胚的。
G1
G2
G3
定理 (库拉斯基定理) 一个图G是非平面的，当 且仅当它包含一个同胚于K3.3或K5的子图。
例 说明彼得森图不是平面图。
解:删去下图(a)皮得森图的结点b,得其子图
(b)H。a 而H胚于Kf 3,3,所以皮c 得森不是平f面图。d
j
f ejg baFra bibliotekd g
6
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图论课件第七章图的着色
主要内容
一、图的边着色 二、图的顶点着色 三、与色数有关的几类图和完美图 四、色多项式
五、List着色与全着色
10学时讲授本章
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1 2 1 .5 t1 0 .5 00
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0 .6 0.4 x 0 .2
本次课主要内容
图的边着色 (一)、相关概念 (二)、几类特殊图的边色数 (三)、边着色的应用
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这就需要我们研究所谓的边着色问题。
定义1 设G是图，对G的边进行染色，若相邻边染不同 颜色，则称对G进行正常边着色；
如果能用k中颜色对图G进行正常边着色，称G是k边 可着色的。
正常边着色
定义2 设G是图，对G进行正常边着色需要的最少颜色 数，称为G的边色数，记为： (G )
那么，Δ(G1)=Δ(G)-1。由维津定理：
( G 1 ) ( G ) 1 1 ( G )
于是G1是可Δ(G) 正常边着色的，因为G1的每个顶点都 至少缺少一种颜色，所以由引理：G1+uv=G是可Δ(G) 正
常边着色的，即： (G)(G)
(2) 若单图G恰有2个邻接的最大度点u与v。设G1=G-uv。
(K n) (n 1 ) 1 n
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例5 求出彼得森图的边色数。
G
解：一方面，彼得森图中去掉任意一个1因子后，剩 下两个5点圈，所以，不能进行1因子分解，所以：
[化学]图论Graph Theory-精品文档
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第一章 图形理论图形理论有明确的起始点，由瑞士数学家尤拉(Leonhard Euler, 1707-1783)于1736年发表的论文开始。
其研究的主要论点，乃在于解决当时的热门问题，即有名K önigsgerg 的七桥问题。
1.1 定义与例题定义1.1：令 V 为非空集合，且E V V ⊆⨯. 序对(),V E 称为(V 上)有向图(directedgraph or digraph)，其中 V 为顶点(vertex)或节点(node)的集合，E 为边(edge)的集合。
我们记(),G V E =表示此图形。
图1.1为{}, , , , V a b c d e =上有向图的例子，其中()()()(){}, , , , , , , E a a a b a d b c =。
边的方向由边上的有向箭头表示，如图所示对任意边，如(), b c ，我们说此边接合(incident)顶点, b c ；称b 邻接至(adjacent to) c ；或c 邻接自(adjacent from) b 。
此外， b 称为边的原点(origin)或源点(source)， c 称为终点(terminus or terminating vertex)。
边(), a a 为一个循环(loop)， 且顶点e 不与任何边接合，称为孤立点(isolated)。
若不考虑边的方向，此图称为无向图(undirected)。
定义1.2：令, x y 为无向图(), G V E =的顶点(不一定相异)。
G 中的X Y -路(x y -walk)是指选自G 的顶点及边的有限交错序列。
01122311,,,,,,...,,,,n n n n x x e x e x e e x e x y --==其中由顶点 1x 开始，终止于顶点y ，n 个边{}1,,1i i i e x x i n -=≤≤路的长度(length)是指该条路的边数n 。
关于一个简单图的色数及其相邻矩阵的特征多项式
唐 山 学院 学 报
Ｊ ｕ ｎ ｌ ｆＴａ ｇ ｈ ｎＣｏｌｇ ｏ ｒ ａ ｎ ｓ ａ ｌ ｅ ｏ ｅ
Ｖ ｏＩ２ Ｊ ４ ＮＯ． ６
ＮＯ ２ Ｖ． Ｏ１１
关 于 一 个 简 单 图 的 色数 及 其相 邻 矩 阵 的特 征 多项 式
定 义 ２２ Ｖｎ ｂ ， ａ ＝０ 即 ａ ｂ的乘 积 为 的 倍 ［ ，Ｅ 若 ｂ ， ， 数 ， 规 定 ａ与 ｂ相 邻 ， Ｇ表 示 由 Ｚ 则 用 的 所 有 元 素 作 为顶 点
构成 的 图 ， 用 Ｘ（ 表 示 这 个 图 的 色 数 。 并 Ｇ） 定义 ３ 对 有 ，个顶 点 的 图 Ｇ 的 任 意 两 个 顶 点 ａｂ 若 ［ ３ １ ，，
Ａｂ ｔ ａ ｔ ｓｒ ｃ ：Ｔｈ ｒ ｓ ｎ ａ ｅ ｔ ｇ ａ ｅ ｈ ｏ ｏ ｒ ｐ ｈ ｏ ｙ ａ ｄ ｔ ｅｉ ｔ ｇ ｒ ｉ ｕ ｂ ｒｔ ｅ ｒ ｅ ｐ ｅ ｅ ｔｐ ｐ ｒｉ ｅ ｒ ｔ ｓｔ ｅｃ ｌ ｒｉ ｇ ａ ｈ ｔ ｅ ｒ ｎ ｈ ｅ ｅ ｎ ｎ ｍ ｅ ｈ ｏ ｙ ｎ ｎ ｎ
ａ ｄ ｔ ｅ Ｃｈｒ ｍ ａ ｉ ｎ ａ Ｓｉ ｐ ｅ Ｇｒ ｐ ｎ ｈ ｏ ｔｃ ｉ ｍ ｌ ａ ｈ
Ｆ ｈ ｎｊａ ＵＣ ｕ－ ｎ ｕ
（ ｎ ｓ ａ ｌ ｇ ， ｎ ｓ ａ ６ ０ ０，Ｃｈ ｎ ） Ｔａ ｇ ｈ ｎ Ｃｏ ｌ ｅ Ｔａ ｇ ｈ ｎ ０ ３ ２ ｅ ｉａ
付 春 娟
（ 山学 院 专 科 教 育 部 ， 唐 河北 唐 山 ０ ３ ２ ） ６ ０ ０
摘要 ： 图论 中的着色 问题 同数论 中的整 数论 相结合 ， 把 并且 引入代 数 中的矩 阵、 征 多项 式 等数 学 特
广义Peterson图的着色问题研究
广义Peterson图的着色问题研究张桂芝;安永红;敖特根【摘要】图的着色问题是图论的重要研究内容之一,利用广义的Pólya定理和结合一些代数方法研究了广义Peterson图在不同约束条件下的着色问题,并给出了四种不同约束条件下的色多项式.【期刊名称】《大学数学》【年(卷),期】2018(034)001【总页数】5页(P13-17)【关键词】广义Peterson图;色多项式;SC-图【作者】张桂芝;安永红;敖特根【作者单位】呼伦贝尔学院初等教育学院,内蒙古海拉尔 021008;呼伦贝尔学院数学与统计学院,内蒙古海拉尔 021008;呼伦贝尔学院科学技术处,内蒙古海拉尔021008【正文语种】中文【中图分类】O1571 引言先介绍广义Peterson图的定义.图1-1 广义Peterson图GP(8,2)定义1[1] 设三正则图G的顶点集是V={ui，vi∶0≤i≤n-1}，边集是E={vivi+1，uivi，uiui+t∶0≤i≤n-1}，其中下标取模n且n≥5，0<t<n，则称图G为广义Peterson图，记为GP(n，t). Peterson图就是GP(5，2).广义Peterson图GP(8，2)如图1-1所示.从定义容易得出以下结论：(i) GP(n，t)与GP(n，n-t)同构，即GP(n，t)≅GP(n，n-t)；(ii) (n，t)=d，则U={u0，u1，…，un-1}的导出子图G(U)是d个不相交的阶圈，称之为内圈；t≤n-12t≤n-12,(iii) 顶点集 V={v0，v1，…，vn-1}的导出子图 G(V)是一个n阶圈，称之为外圈.由(i)可知，只需研究的情形，在以后的讨论中都认为且下标均取模n.本文中主要考虑图GP(n，2)在不同约束条件下的着色方法数.定义2[2] 两个简单图G和H同构是指存在一一映射ψ∶V(G)→V(H)，且vu∈E(G)当且仅当ψ(v)ψ(u)∈E(H).从定义可知两个同构图的结构是一样的，只是顶点的标号不同而已.为了下面的结果更清楚，用以下记法.Cn，Cn′分别表示广义Peterson图GP(n，2)的外圈与内圈的n阶标号圈图，Cn的置换由两部分构成，n个旋转和n个反射构成.设(12…n)，则的元素记为其中e是的单位元.同理，设则的元素记为其中e′是的单位元.广义Peterson图GP(n，2)的点置换有2类：Cn的置换记为n个旋转和n个反射的置换记为n个旋转和n个反射所以广义Peterson图GP(n，t)的点置换：下面再介绍关于色轨道多项式的相关定义与定理.定义3[3] (i) 用Sn表示集合Nn上的对称群，即Sn是Nn上的所有置换的集合，e是Sn的单位元，且In={e}是Sn的单位子群；(ii) 若P是Sn的一个子群，则P作用在Gn上时，对任意的π∈P和g∈Gn，都有π(g)∈Gn，其边集是π(E(g))={(π(i)，π(j))∶(i，j)∈E(g)}；(iii) 当π(g)=g，即π(E(g))=E(g)时，称π是g的自同构群，g的全体自同构可构成一个群，记为A(g)；(iv) 对于任一置换π∈Sn，用C(π)表示置换π循环分解的个数，若一个置换的每个圈的长度都相等，则称此置换是正则的.定义4[3] 设P是Sn的一个子群，n阶P-置换图G或简称P-图G是指P作用在Gn上产生的一个轨道，当g∈G时，称G是g的一个P-图且g为G的一个标号图.(i) 一个Sn-图被称为是一个n阶无标号图；(ii) 一个In图被简单地看作是一个标号图；(iii) 当P=A(h)，g∈G时，其中h∈Gn，称标号图h和g分别是P-图G的结构图和约束图，由标号图h和g所确定的P-图G称为是SC-图；(iv) 当P⊆A(g)时，P-图就被称为图g的一个自同构P-图，或简称为A-图.定义5[2] 设g∈Gn，称映射σ∶V(g)→{1，2，…，k}为图g的一个正常k着色是指对任意相邻点vi和vj均满足，σ(vi)≠σ(vj).图g的一个正常k着色的最小k值称为g的色数，记为(g).对于任意的正整数k，令(g，k)表示图g的正常k着色数. 我们知道(g，k)是一个整系数的n阶多项式.从上面的定义易知引理1[3] 设g是一个标号图，π∈Sn，k是非负整数，则(i) 若π的循环节中含g的相邻顶点时，(g，π，k)=0，对所有的k≥1成立；(ii) π的循环节中均不含g的相邻顶点时，(g，π，k)(g/π，k)，其中(g/π，k)是商图g/π的色多项式.引理2[3](广义的Pólya定理) 设P是Sn的一个子群，G是g的P-图，则引理3[4] 一些特殊图的色多项式(i) (On，k)=kn；(ii) (Kn，k)=k(k-1)…(k-n+1)；(iii) (Tn，k)=k(k-1)n-1；(iv) (Cn，k)=(k-1)n+(-1)n(k-1)，其中Cn是长度为n的圈.更多关于图的染色问题的基本概念及研究结果请参见[1，2，5，6].2 广义Peterson图在不同约束条件下的着色问题定理1 设h，g∈G2n，h≅GP(n，2)，g≅K2n，令G是构造图为h，约束图为g 的SC-图，则证因为g≅K2n，所以A(g)=S2n，因此P∩A(g)=P且|P|=2n. 又因为P中除e外其余任何置换的循环节均含g的相邻顶点，所以，当π≠e时(g，π，k)=0，因此可得定理2 h，g∈G2n，h≅GP(n，2)，g≅O2n，令G是构造图为h，约束图为g的SC-图，则(i) 当n是偶数时，(ii) 当n是奇数时，证因为g≅O2n，所以A(g)=S2n，因此P∩A(g)=P且|P|=2n. 下面分情况讨论情况1 若设π0=(12…n)，π1=(1′2′…n′)，则所以存设(m，n)=d，1≤d≤n时，与的阶为所以因此这时g/π=O2d，所以(g，π，k)(O2d，k)=k2d.情况2 若记π=π′+π″，(a) 当n是偶数时，π中无循环节含g的相邻顶点，且个π使得g/π≅On，所以(g，π，k)(On，k)=kn，另外个π，使得g/π≅On+2，所以(g，π，k)(On+2，k)=kn+2；(b) 当n是奇数时，n个π使得g/π≅On+1，(g，π，k)(On+1，k)=kn+1.综上可得①当n是偶数时② 当n是奇数时定理3 设h，g∈G2n， h≅GP(n，2)， g≅nK2，E(g)={(11′)，(22′)，…，(nn′)}，令G是构造图为h，约束图为g的SC-图，则(i) 当n是偶数时，(ii) 当n是奇数时，证因为P=A(h)⊆A(g)，所以P∩A(g)=P且|P|=2n，下面分情况讨论情况1 若设π0=(12…n)，π1=(1′2′…n′)，则所以存在m∈+，使得设(m，n)=d，1≤d≤n时，与的阶为所以因此这时(g，π，k)(dK2，k)=kd(k-1)d，所以当1≤d≤n时，(g，π，k)(dK2，k)=kd(k-1)d.情况2 若记π=π′+π″，(a) 当n是偶数时，π中无循环节含g的相邻顶点，且个π使得g/π≅所以另外个π使得所以(b) 当n是奇数时，π中无循环节含g的相邻顶点，且n个π使得g/π≅综上可得① 当n是偶数时② 当n是奇数时定理4 设h，g∈G2n，h≅GP(n，2)，g≅Cn∪Cn′，即E(g)={{i，i+1}∶i∈Nn}∪{{i′，(i+2)′}∶i∈Nn}，令G是构造图为h，约束图为g的SC-图，则(i) 当(m，n)=d，2<d≤n， d是偶数时(ii) 当(m，n)=d，2<d≤n， d是奇数时证因为P=A(h)⊆A(g)，因此P∩A(g)=P且|P|=2n，下面分情况讨论情况1 若设π0=(12…n)，π1=(1′2′…n′)，则所以存在m∈+，使得当(m，n)=1时，c(π)与中均含g的相邻顶点，这时(g，π，k)=0;当(m，n)=d，2≤d≤n时，与的阶为所以因此图g/π的结构与d的奇偶性有关，所以对d进行讨论(a) 当(m，n)=d，2<d≤n且d是偶数时，g/π≅所以当d=2时，中含g的相邻顶点，这时(g，π，k)=0；(b) 当(m，n)=d，2<d≤n且d是奇数时，g/π≅2Cd，所以(g，π，k)(2Cd，k)=[(k-1)d+(-1)d(k-1)]2.情况2 若记π=π′+π″，当n是偶数时，有个π的π′中含g的相邻顶点，所以(g，π，k)=0.另外个π的π″中含g的相邻顶点，所以(g，π，k)=0.当n是奇数时，n 个π中均含g的相邻顶点，所以(g，π，k)=0.所以无论n是偶数还是奇数，都有n个π使得(g，π，k)=0.综上可得① 当(m，n)=d，2<d≤n，d是偶数时② 当(m，n)=d，2<d≤n，d是奇数时3 结论本文主要应用广义的Pólya定理和一些代数方法，对G是构造图为h，约束图为g的SC-图在以下四种不同约束条件下进行了着色方法数计算，其中h，g∈G2n，h≅GP(n，2)(Peterson图GP(n，2))，(i) g≅O2n；(ii) g≅K2n；(iii) g≅nK2，E(g)={(11′)，(22′)，…，(nn′)}；(iv) g≅Cn∪Cn′，E(g)={{i，i+1}∶i∈Nn}∪{{i′，(i+2)′}∶i∈Nn}.这些结果不仅拓展了图论中着色领域的理论结果，而且具有一定的实践应用价值.本课题研究还可进一步研究其他不同约束条件下的着色问题，其他图类的不同约束条件下的着色方法数.[参考文献]【相关文献】[1] Chris G，Gordon R. Algebraic Graph Theory[M]. New York：Springer-Verlag， 2001：112-126.[2] Bondy J A， Murty U S R. Graph Theory with Applications[M].London：The Macmillan，Press Ltd，1976： 56-66.[3] Du Q Y. Pòlya′s Formula and Chromatic Oribt Polynomials[J]. Ne i Mongolia Da Xue Xue Bao， 2000，31(16)： 551-561.[4] Biggs N L. Algebraic graph theory[M]. 2nd ed. Cambridge： Cambridge University Press， 1993： 47-48.[5] 强会英，晁福刚，等.关于扇和完全等二部图联图的点可区别边染色[J].大学数学，2009，25(4)：49-55.[6] 郝自军，张玉栋，张忠辅.关于扇和完全等二部图联图的均匀全色数[J].大学数学，2009，25(1)：35-39.。
图论第6章 平面图
例： 立方体是平面图。
凸多面体
平面图的理论与多面体的研究密切相关:事实上,由于 每个凸多面体P可以与一个连通可平面图G对应,G的顶点 和边是P的顶点和棱,那么G的每个顶点的度至少为3.由于 G是一个平面图,则P的面就是G的面,并且G的每一条边落 在两个不同面的边界上. 一个多面体P的顶点,棱和面的数目分别用V,E和F来表 示,而且,这些分别是连通图G的顶点,边和面的数目.故欧 拉公式可写成V-E+F=2,这就是著名的Euler凸多面体公式. 为方便起见,用Vn和Fn分别表示凸多面体P的n度 点和n度面的数目,则n3且 2E nVn nFn
n3 n3
多面体的一些性质定理
定理 每个凸多面体都至少有一个n度面,其中 3n5.
证明:设F3=F4=F5=0,则: 即有F1/3E,又
n 6
2E nFn 6Fn 6 Fn 6F
n 6 n 6
2E nVn 3Fn 3V
n 3 n 3
定理：设H是G容许的，则对H的每一个片B，有
) FG ( B, H
~
~
这里
) { f f F (H ) , F (H )为H 的面集, 且B在f 内可画出} FG ( B, H
~ 是G容许的,则存在G的一个平面表示 证明:若 H ~ ~ ~ ~ 的子图 G, s.t. H G .显然,H的片B所对应的
i 1
定理： 设G是简单平面图，则G的最小度(G)≤5。 证明：设 G有n个结点，m条边。当n≤6，因为G是 简单图，因此， (G)≤(G)≤5。以下证n≥7的情况， 若 (G)≥6 ，即每个结点的度数大于等于 6n， G 中所有结 点度数之和大于等于6n。于是 2m= deg(vi ) i 1 ≥6n，m≥3n＞3n–6，即m＞3n–6，矛盾。
图论课件--着色的计数与色多项式
23
1
0.5 n 0
0.5
1 2 1.5 t1
0.5
00
1 0.8
0.6 0.4 x 0.2
t
ni n j 1
一方面：
t
h(Hi , x)
t
ni
aij x j
i 1
i1 j 1
该多项式中 xk 旳系数rk为：
rk
a a 1i1 2i2
atit
i1 i2 it k
另一方面：设Mj是Hj中具有ij个分支旳Hj旳理想子图。 当i1+i2+…+it=k时，M1∪ M2 ∪… ∪Mt必是G旳具有k个 分支旳理想子图。
例2 求N4(G), N5(G)。
G 10
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0.5
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0.5
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1 0.8
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解：经过观察枚举求Nr(G)
G
1) N4(G):
G
11
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0.5
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1 0.8
0.6 0.4 x 0.2
N4(G)=6
2) N5(G):
例1 求出下面各图旳色多项式。
G1
G2
G3
6
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0.5 n 0
0.5
1 2 1.5 t1
0.5
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1 0.8
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(1)
G1
Pk (G1) k(k 1)(k 2) k(k 1) k3 2k 2 k
也可由推论： (k 1)Pk (K2 ) k3 2k 2 k
G1
图的边—色多项式
图的边—色多项式
唐廷载;韩绍岑
【期刊名称】《数学研究与评论》
【年(卷),期】1991(011)004
【摘要】在研究图的边着色问题时,不仅要研究边着色的存在性,而且还要研究边着色的数目.为此,本文首次引入图的边-色多项式概念,并进行了初步的研究.我们认为,图的边-色多项式同图的(点)色多项式一样,是研究图的着色问题的重要工具.我们讨论的图是有限、无向且无孤立点的简单图.图G=(V,E)的一个λ-边着色π是一个映射π:E(G)→{1,
【总页数】1页(P522)
【作者】唐廷载;韩绍岑
【作者单位】不详;不详
【正文语种】中文
【中图分类】O157.5
【相关文献】
1.极大平面图的结构与着色理论（1）色多项式递推公式与四色猜想 [J], 许进
2.9阶轮图的一个派生图的色多项式唯一性的证明 [J], 李红;刘群
3.关于图色多项式系数的一个不等式 [J], 舒情;龚和林;谭海女
4.图的双变量色多项式比较研究 [J], 刘莹;唐晓清
5.Farey图及其对偶图的色多项式和流多项式 [J], 单美玲;
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(1) 若 k (G) ，则Pk(G)=0 ; (G) mink Pk (G) 1
(2) 若G为空图，则Pk(G)=kn。 (3) Pk(Kn)=k(k-1)…(k-n+1)。
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图论及其应用
应用数学学院
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0.5 n 0
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本次课主要内容
着色的计数与色多项式 (一)、色多项式概念 (二)、色多项式的两种求法 (三)、色多项式的性质
G
N5(G)=5
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定理2 设qr(G)表示将单图G的顶点集合V划分为r个不 同色组的色划分个数，则：
qr (G) Nr (G).....(1 r V )
证明：一方面，设G的任一r色划分为：｛V1,V2,…,Vr｝。 于是，对于1≦i≦r, GVi 是 G 的完全子图。
(二)、色多项式的两种求法
1、递推计数法
定理1 设G为简单图，则对任意 e E(G) 有： Pk (G) Pk (G e) Pk (G e)
证明：设e=uv。则对G-e的着色方式数可以分为两部分： (1) u与v着不同颜色。此时，等于G的着色方式数； (2) u与v着同色。此时，等于G·e 的着色方式数； 所以，得：Pk (G) Pk (G e) Pk (G e)
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0.5 n 0
0.5
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(2)
G2
Pk (G2) k(k 1)(k 2)(k 3) 2k(k 1)(k 2) k(k 1) k(k 1)(k2 3k 3)
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0.5 n 0
0.5
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kPk (G u) Pk (G u) (k-1)Pk (G u)
注：对递推公式的使用分析：
5
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(1) 当图G的边数较少时，使用减边递推法：
Pk (G) Pk (G e) Pk (G e)
(2) 当图G的边数较多时，使用加边递推法： Pk (G e) Pk (G) Pk (G e)
例2 求N4(G), N5(G)。
G 10
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解：通过观察枚举求Nr(G)
G
1) N4(G):
G
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1 0.8
0.6 0.4 x 0.2
N4(G)=6
2) N5(G):
例1 求出下面各图的色多项式。
G1
G2
G3
6
1
0.5 n 0
0.5
1 2 1.5 t1
0.5
00
1 0.8
0.6 0.4 x 0.2
(1)
G1
Pk (G1) k(k 1)(k 2) k(k 1) k3 2k 2 k
也可由推论： (k 1)Pk (K2 ) k3 2k2 k
G1
所以，我们得到：qr (G) Nr (G).....(1 r V )
(2) 色多项式求法----理想子图法
上面定理2实际上给我们提供了色多项式的求法：用k种颜 色对单图G正常着色，可以这样来计算着色方式数：色组为1 的方式数+色组为2的方式数+…+色则为n的方式数。即有如下 计数公式：
n
Pk (G) Ni (G)[k]i ,其中，[k]i k(k 1)(k 2)...(k i 1) i 1
0.6 0.4 x 0.2
(3)
G3
—
—
Pk (G3) k(k 1)(k3 5k 2 10k 7)
9
1
0.5 n 0
0.5
1 2 1.5 t1
0.5
00
1 0.8
0.6 0.4 x 0.2
注：递推计数法的计算复杂度是指数型的。
2、理想子图计数法
(1) 预备知识 定义1：设H是图G的生成子图。若H的每个分支均为 完全图，则称H是G的一个理想子图。用Nr(G)表示G的具 有r个分支的理想子图的个数。
14
1
0.5 n 0
0.5
1 2 1.5 t1
0.5
00
1 0.8
0.6 0.4 x 0.2
定义2 ：设G是单图，令N(G, x) ri xi i 1
为图G的伴随多项式。 于是，求Pk(G)就是要求出 G 的伴随多项式。 用理想子图法求Pk(G)的步骤如下： (1) 画出G的补图 G
r
因为Vi∩Vj=Φ(i≠j),所以
G[Vi ] 是
i 1
G 的理想子图。
这说明：G的任一r色划分必然对应 G 的一个理想子图。 容易知道，这种对应是唯一的；
13
1
0.5 n 0
0.5
1 2 1.5 t1
0.5
00
1 0.8
0.6 0.4 x 0.2
另一方面，对于 G 的任一具有r个分支的理想子图， 显然它唯一对应G中一个r色组。
2
1
0.5 n 0
0.5
1 2 1.5 t1
0.5
00
1 0.8
0.6 0.4 x 0.2
(一)、色多项式概念
所谓色计数，就是给定标定图G和颜色数k,求出正常 顶点着色的方式数。方式数用Pk(G)表示。
可以证明：Pk(G)是k的多项式，称为图G的色多项式。 知道图的色多项式，就可以求出色数为k时的着色方式数。
(2) 求出关于补图的 ri Ni (G), (1 i n)
(3)
写出关于补图的伴随多项式
h(G, x)
n
ri xi
i 1
15
1
0.5 n 0
0.5
4
1
0.5 n 0
0.5
1 2 1.5 t1
0.5
00
1 0.8
0.6 0.4 x 0.2
推论：设G是单图，e=uv是G的一条边，且d(u)=1,则：
Pk (G) (k-1)Pk (G u)
证明：因为G是单图，e=uv, d(u)=1,所以G·e = G-u。 另一方面，Pk(G-e)=kPk(G-u) 所以， Pk (G) Pk (G e) Pk (G e)