- •Часть 1
- •Часть 1
- •Введение
- •1. Основные понятия теории графов
- •Задачи теории графов
- •1.2. Основные определения
- •1.3. Степени вершин графа
- •1.4. Изоморфизм графов
- •2. Представление графов в эвм и операции над ними
- •2.1. Матричные способы задания графов
- •2.2. Список ребер (луг) и структура смежности графа
- •2.3. Части графов
- •2.4. Основные операции над графами
- •3. Маршруты в графах
- •3.1. Понятие маршрута
- •Маршруты в неориентированных графах
- •Маршруты в ориентированных графах
- •3.2. Связность в графах.
- •В примере 3 граф имеет две сильно связных компоненты.
- •3.3. Связность и матрица смежности графа
- •3.4. Матрица взаимодостижимости
- •4. Деревья
- •4.1. Свободные деревья
- •4.2. Ориентированные, упорядоченные и бинарные деревья
- •Эквивалентное определение ориентированного дерева
- •5. Эйлеровы и гамильтоновы графы.
- •5.1. Эйлеровы графы.
- •5. 2. Алгоритм построения эйлерова цикла в эйлеровом графе
- •5.3. Гамильтоновы графы
- •5.4. Оценки числа эйлеровых и гамильтоновых графов
- •6. Фундаментальные циклы и разрезы
- •6.1. Фундаментальные циклы
- •6.2. Разрезы
- •7. Связь теории графов с бинарными отношениями и векторными пространствами
- •7.1. Отношения на множествах и графы
- •7.2. Векторные пространства, связанные с графами
- •8. Планарность и раскраска графов
- •8.1. Планарные графы
- •8.2. Раскраска графов
- •8.3. Алгоритм последовательной раскраски
- •9. Покрытия и независимость
- •9.1. Покрывающие множества вершин и ребер
- •9.2. Независимые множества вершин и ребер
- •9.3. Доминирующие множества
- •10. Кратчайшие маршруты в графах
- •10.1. Расстояния в графах
- •10.2. Алгоритм Форда-Беллмана
- •11. Задача коммивояжера
- •11.1. Постановка задачи
- •11.2. Обходы вершин графа по глубине и ширине
- •11.3. Решение задачи коммивояжера
- •12. Потоки в сетях
- •12.1. Основные определения
- •12.2. Теорема Форда и Фалкерсона
- •12.3. Алгоритм построения максимального потока
- •13. Сетевое планирование и управление
- •13.1. Элементы сетевого графика
- •13.2. Временные параметры сетевого графика
- •13.3. Распределение ограниченных ресурсов
- •14. Анализ технических систем (на примере электрической цепи)
- •14.1 Закон Кирхгофа
- •14.2. Основные уравнения
- •15. Сигнальные графы
- •15.1. Общие представления о сигнальных графах
- •15.2. Преобразования сигнальных графов
- •15.3. Формула Мэзона
- •16. Переключательные сети (схемы)
- •17. Математические машины и цепи маркова
- •Библиографический список
- •Оглавление
- •Часть 1
- •394026 Воронеж, Московский просп., 14
6.2. Разрезы
Пусть G=(V,E) – неорграф, V ={V1, V2} – разбиение множеств V. Р азрезом графа G (по разбиению V) называется множество всех ребер, соединяющих вершины из V1 с вершинами из V2.
Рис. 22
Заметим, что в связном графе любой разрез непуст. Непустой разрез K неориентированного графа G называется коциклом (простым разрезом), если любое непустое собственное подмножество не является разрезом. Другими словами из К нельзя удалить ни одно ребро с тем, чтобы полученное множество было непустым разрезом.
Заметим, что понятие остова и коцикла является противоположными в том смысле, что остову соответствует минимальное количество ребер, которые связывают посредствам маршрутов все вершины связного графа, а коцикл состоит из минимального количества ребер, отделяющих некоторые вершины связного графа от остальных вершин.
Теорема 1. В конечном неорграфе G=(V, E), имеющим c компонент связности, множество ребер К тогда и только тогда является коциклом, когда граф (V, E\K) имеет c+1 компонент связности.
Теорема 2. В связном неорграфе остовное дерево имеет по крайней мере одно общее ребро с любым из разрезов графа.
Теорема 3. В связном неорграфе любой цикл имеет с любым разрезом четное число общих ребер.
Рассмотрим неорграф G=(V, E) имеющий n вершин, m ребер и c компонент связности. Пусть Т – остов графа G и u1, u2, …, un-c – множество ветвей остова Т. Удаляя из остова Т произвольную ветвь ui, получим лес с (c+1) компонентами
Рис. 23
связности, т.е. ребро ui является разрезом остова Т по некоторому разбиению {V1, V2}.
В графе G могут существовать ещё какие-то ребра vi1, vi2, …, vij, являющимися хордами остова Т соединяющими вершины из V1 с вершинами из V2. Множество рёбер Кi={ui, vi1, vi2, …, vij} образует простой разрез графа. Он называется фундаментальным разрезом графа G, относительно ветви ui остова Т. Множество {K1, K2…,Kn-c} всех фундаментальных разрезов графа G, относительно остова T, называется фундаментальным множеством коциклов графа G, относительно остова Т. Мощность этого множества не зависит от выбора остова Т и равна n-c. Число называется корангом.
Фундаментальному разрезу Ki ставиться в соответствие
вектор , компоненты которого определяются по правилу:
Фундаментальное множество коциклов задается матрицей фундаментальных разрезов, строки которой являются векторами .
.
Так как, каждый фундаментальный разрез Ki содержит ровно одну ветвь, а именно ui, то матрица К имеет следующий вид:
Таким образом, матрицу К можно представить в виде , где К2 – единичная матрица порядка n-c. Заметим, что если соответствует матрица фундаментальных циклов, то .
Пример: Найти матрицу фундаментальных разрезов графа G изображенного на рисунке:
Рис. 24
Так как, коранг то, следовательно, в данном графе имеется пять фундаментальных разрезов (коциклов). Ребро 4 соответствует коциклу К1={1, 4}, поскольку при удалении ребра 4 из остова Т множество вершин V разбивается на две части {v1} и V\{v1}. А на разбиении {{v1}, {V\{v1}}} рёбра 1 и 4 образуют разрез. Аналогично ребру 5 соответствует коцикл К2={5}, ребру 6 соответствует коцикл K3={1, 2, 3, 6}, ребру 7 соответствует коцикл K4={2, 3, 7} и ребру 8 соответствует коцикл K5={3, 8}. Таким образом, матрица фундаментальных разрезов имеет вид: