- •Формулы логики высказываний и логики предикатов
- •Равносильность в логике высказываний и влогике предикатов
- •Тавтологии
- •Понятие предиката. Кванторы
- •Нормальные формулы логики предикатов
- •Языки. Аксиомы. Правила вывода
- •Вывод. Вывод из гипотез
- •Теорема Дедукции. Следствия
- •Примеры выводимых формул
- •Непротиворечивость ив
- •Полнота ив
- •Правило суммы, произведения
- •Размещения и сочетания
- •Бином Ньютона
- •Разбиение. Полиномиальная теорема
- •Булевы функции
- •Формулы. Равносильность формул
- •Метод рекуррентных соотношений
- •Решение линейных рекуррентных соотношений
- •Понятие производящей функции
- •Интуитивное понятие алгоритма
- •Машины Тьюринга. Вычислимые функции
- •Рекурсивные функции
- •Алгоритмически неразрешимые проблемы
- •Нумерации машин Тьюринга
- •Критерии эффективности алгоритма
- •Полиномиальные и неполиномиальные алгоритмы
- •Основные понятия теории графов
- •Маршруты, цепи, циклы
- •Виды графов
- •Способы задания графов
- •Эйлеровы графы
- •Геометрическая реализация графов
- •Деревья. Лес.
- •Остовное дерево
- •Важнейшие числовые характеристики графов
- •Основные понятия теории кодирования
- •Критерий однозначности алфавитного кодирования
- •Алгоритм распознавания однозначности кодирования
- •Коды Хэмминга
- •Понятие множества
- •Операции над множествами. Свойства
- •Формулы включения и исключения.
-
Деревья. Лес.
-
Связной граф без циклов наз. деревом.
-
Граф без циклов наз. лесом.
-
Цикл наз. простым,если в нём каждая вершина встречается только один раз.
Теор.6.7:След.утверждения явл. эквивалентными:
1)граф G явл. деревом;
2)граф G явл. связным и не содержит простых циклов;
3)граф G явл. связным и число его рёбер на единицу меньше числа вршины;
4)любые 2е вершины графа G можно соединить единственным и при том простым маршрутом;
5)граф G не содержит циклов,но,добавляя к нему ребро,не добавляя новых вершин,мы получаем единственный и при том простой цикл,проходящий через добавленное ребро.
Лемма 6.1:Во всяком цикле можно выделить простой цикл.
Д.-ва:Пусть дан цикл,длина котор. = k,док.-во теоремы проведём по принципу матем. Индукции относит.-но k:
1)k=1,т.е. циклом явл. петля и лемма в этом случ. выполняется;
2)k=n,лемма пусть выполн.Рассм. цикл длины (n+1):v1e1 v2e2 …vn+1en+1v1.
Если все вершины этого цикла различны,то лемма док.-на.Пусть найдутся 2а таких номера i,j 1≤i≤j≤n+1,что vi ≤vj,тогда цикл v1e1 ei+1ei+1…vj-1ej-1vi имеет длину не превышающую n и по индуктивному предположению в нём можно выделить простой цикл.Ч.т.д.
Следств.:Утверждение 1 и 2 теоремы явл. эквивалентными.
Лемма 6.2:Если в графеG имеется хотя бы одно ребро и отсутствуют висячие вершины,то в графе G имеется хотя бы один простой цикл.
Д.-ва:Если в графе имеется хотя бы одна петля,то каждая петля образует простой цикл.Пусть в графе петель не будет ,есл в графе имеются кратные рёбра,то кажд. пара кратных рёбер образует простой цикл.
Пусть в графе кратных рёбер не будет.Рассм. пару смежных вершин v1 ,v2 .Поскольку в графе имеется хотя бы одно ребро,то такая пара обязат. найдётся,т.к. в графе нет висячих вершин,то степень вершины v2 не меньше 2ух и поэтому для вершины v2 обязат. найдётся смежная вершина,обозначим её через v3 .Т.к. в графе нет кратных рёбер,то v3≠ v1 .Тогда продолжая наши рассуждения таким образом мы получим бесконечную послед.-ть вершин v1 ,v2 ,v3 ….,в котор. для любого i≥1 выполняется vi+2≠ vi.Т.к. число вершин в графе конечно,то в этой послед.-ти найдутся вершины vi ,vj такие,что i<j vi =vj ,тогда послед.-ть вершин vi ,vi+1 ,…,vj будет определяться циклом,в котор. по предыд. Лемме можно выделить простой цикл.Ч.т.д.
Лемма 6.3:Если у дерева G есть хотя бы одно ребро,то у него обязательно найдётся висячая вершина.
Д.-ва:Предположим,что у дерева есть хотя бы одно ребро,то отсутств. висячие вершины,тогда по предыд. Лемме у дерева найдется простой цикл,что противоречит определению дерева.Ч.т.д.
Лемма 6.4:Пусть дан связный граф G и v-его висячая вершина.Пусть граф G’ получен из G,удалением вершины v вместе с инцидентным ей ребром.Тогда граф G’ тоже явл. связным.
Лемма 6.5:Пусть дано дерево G и n-количество вершин дерева,а m-количество рёбер.Тогда m=(n-1).
Лемма 6.6:Пусть G-дерево,а G’ получено добавлением ребра (vi ,vj),где вершина vi принадлежит графу G,а vj не принадлежит G.тогда G’ тоже явл. деревом.
-
Остовное дерево
Df.1.: Остовным деревом связного графа G наз. такой его подграф, который содержит все вершины графа G и явл. деревом.
Замеч.:Остовное дерево наз. ещё покрывающим.
Замеч.:для одного и того же связного графа остовных деревьев может быть несколько.
Замеч.:Если дан связный граф G с n-вершинами,m-рёбрами,то остовное дерево должно содержать (n-1)-рёбер.Поэтому для преобразования исходного графа G в остовное дерево из графа G надо удалить m-(n-1)=m-n+1 рёбер.Это число ѵ=m-n+1 наз. цикломатич. числом связного графа.
Рассм. алгоритм построения остовного дерева для связного графа G с n-вершинами:
переход. К пункту 2;
2)Если i=n,то построение закончено и граф Gi явл. остовным деревом ,иначе переходим к п.3;
3)Пусть граф Gi построен и содержит вершины v1 ,v2 ,v3 ,…,находим ребро(vk ,vj) графа G такое,что вершина vk принадлежит Gi ,а вершина vj нет.Добавл. это ребро к графу Gi и обозначим полученный граф через Gi+1. Полагаем,что i:=i+1 и переходим к п.2.
Df.2.: Минимальным остовным деревом (МОД) связного графа G наз. остовное дерево,имеющее наименьшую сумму рёбер среди всех остовных деревьев.