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图的定义与术语的详细总结

1.1 图(Graph)是由顶点的有穷非空集合和顶点之间边的集合组成。 1.2 通常表示为G(V,E) ,G表示一个图,V是图G中顶点的集合,E是图G中边的集合。 1.3 线性表中把数据元素叫元素,树中将数据元素叫结点,在图中数据元素叫做顶点。 1.4 在线性表中可以没有数据元素,称为空表。 树中可以没有结点,称之为空树。 但是在图中不能没有顶点。这在定义中也有体现:V是顶点的有穷非空集合。 1.5 在线性表中相邻的数据元素之间具有线性关系。 在树的结构中,相邻两层的结点具有层次关系。 在图中,任意两个顶点之间都有可能有关系,顶点之间的逻辑关系用边来表示,边集可以是空集。

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R语言股市可视化相关矩阵:最小生成树|附代码数据

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图的割点、桥和双连通分支的基本概念

回到正题,首先介绍下什么是图的边连通度和点连通度。一般来说,点连通度是指对应一个图G,对于所有点集U属于V(G),也就是V(G)的子集中,使得G-U要么是一个非连通图,要么就是一个平凡图(即仅包含一个独立点的图),其中最小的集合U的大小就是图G的点连通度,有时候也直接称为图的连通度。通俗点说,就是一个图G最少要去掉多少个点会变成非连通图或者平凡图。当然对于一个完全图来说Kn来说,它的连通度就是n-1。 同理,边连通度就是对于一个非平凡图G,至少去掉多少条边才能使得该图变成非连通图。我们的问题就是,对于任意一个图,如何求该图的连通度以及边连通度?这跟最大流问题有什么联系? 简单起见,我们先说如何求一个图的边连通度lamda(G)。(基于无向图考虑) 对于图G,设u,v是图G上的两个顶点,定义r(u,v)为删除最少的边,使得u到v之间没有通路。将图G转换成一个流网络H,u为源点,v是汇点,边容量均为1,那么显然r(u,v)就是流网络的最小割,根据(二)里的介绍,其等于流网络的最大流。 但是,目前为止我们还没解决完问题,因为显然我们要求的边连通度lamda(G)是所有的点对<u,v>对应的r(u,v)中最小的那个值。这样的话我们就必须遍历所有的点对,遍历的的复杂度为O(n*n)。这显然代价太高,而事实上,我们也不必遍历所有点对。

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离散数学笔记第五章(图论 )

1.无向连通图 G 是欧拉图,当且仅当 G 不含奇数度结点( G 的所有结点度数为偶数); 2.无向连通图G 含有欧拉通路,当且仅当 G 有零个或两个奇数度的结点; 3.有向连通图 D 是欧拉图,当且仅当该图为连通图且 D 中每个结点的入度=出度; 4.有向连通图 D 含有欧拉通路,当且仅当该图为连通图且 D 中除两个结点外,其余每个结点的入度=出度,且此两点满足 deg-(u)-deg+(v)=±1 。(起始点s的入度=出度-1,结束点t的出度=入度-1 或两个点的入度=出度); 5.一个非平凡连通图是欧拉图当且仅当它的每条边属于奇数个环; 6.如果图G是欧拉图且 H = G-uv,则 H 有奇数个 u,v-迹仅在最后访问 v ;同时,在这一序列的 u,v-迹中,不是路径的迹的条数是偶数。 弗勒里算法 弗勒里(B.H.Fleury) 在1883 年给出了在欧拉图中找出一个欧拉环游的多项式时间算法,称为弗勒里算法(Fleury’salgorithm)。这个算法具体表述如下: 输入:一个连通偶图 G 和 G 中任意一个指定项点 u 输出:从 u 出发的 G 的一个欧拉环游 1、令 W:=u,x:=u,F:=G 2、while 3、选一条 中的边 e,其中 e 不是 F 的一条割边;如果 中的边都是割边,那么任选一条边 e 4、用 替换 ,用 y 替换 x ,用 替换 F 5、end while 6、返回 W 其算法核心就是沿着一条迹往下寻找,先选择非割边,除非这个点的邻边都是割边。这样得到一条新的迹,然后再继续往下寻找,直到把所有边找完。遵循这样一个原则就可以找出图的一个欧拉环游来。 在有向图中也可以类似地定义有向环游、有向欧拉环游、有向欧拉图和有向欧拉迹的概念。 类似地,有如下定理:一个有向图是有向欧拉图当且仅当这个图中每个顶点的出度和入度相等。 [1]

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