Пусть V - множество вершин ориентированного графа F , Е - множество его рёбер. Каждое ребро e ÎE имеет начало v’ ÎV и конец v’’ ÎV . Таким образом, заданы два отображения j 1 и j 2 , где v’ =j 1 (e ) - начало ребра е , v’’ =j 2 (e ) - конец ребра е .
Можно дать несколько определений пути в орграфе F .
1. Путь из вершин и рёбер - это последовательность L (v 0 ,e 1 ,v 1 ,e 2 ,...,e n ,v n ), где v i - 1 =j 1 (e i ), v i =j 2 (e i ). Вершина v 0 называется началом пути L ,вершина v n - концом пути L , число n рёбер - его длиной . Путь, состоящий из одной вершины, имеет нулевую длину.
2. Путь из рёбер - это последовательность (e 1 ,e 2 ,...,e n ). Это понятие пути - аналог понятия маршрута в неориентированном графе.
3. Путь из вершин - это последовательность (v 0 ,v 1 ,...,v n ). Путь из вершин определён для графов, не содержащих кратных рёбер.
На практике можно пользоваться тем определением пути, которое окажется удобнее в данной конкретной задаче.
Путь называется ориентированной цепью (или просто цепью , когда рассматриваются только орграфы), если каждое ребро встречается в нём не более 1 раза, и простой ориентированной цепью , если каждая вершина графа F инцидентна не более чем двум его рёбрам.
Пример . Путь (e 5 ,e 6 ,e 7 ,e 1 ,e 4 ,e 3) (рис. 3.11) - ор.цепь, а путь (e 7 ,e 1 ,e 4 ,e 3) - простая ор. цепь.
| Рис. 3.11. |
Путь называется ориентированным циклом (или просто циклом , когда рассматриваются только орграфы), если он состоит более чем из одного элемента и его начало совпадает с его концом. Как и для неориентированного графа, начало цикла обычно не фиксируется. Цикл называется простым , если каждая принадлежащая ему вершина инцидентна ровно двум его рёбрам.
Пример . Путь (e 1 ,e 4 ,e 3 ,e 2 ,e 5 ,e 6 ,e 7) - цикл, путь (e 5 ,e 6 ,e 7) - простой цикл.
В связи с ориентированными цепями справедлива теорема, которую доказал Redei при изучении квадратичных полей.
Теорема 3.3. Пусть F - конечный орграф, в котором каждая пара вершин соединена ребром. Тогда в F существует простая ориентированная цепь, проходящая через все его вершины.
ÿ Доказательство проведем методом МИ. Обозначим количество вершин графа через n .
· n =2: дуга, соединяющая две вершины графа F 2 , и есть простая ориентированная цепь, проходящая через все вершины графа.
· Предположим, что при n = m для графа F m теорема верна.
· Докажем, что при n = m +1 для графа F m +1 теорема верна.
Построим граф F m +1 , добавив к графу F m некоторую вершину v m +1 , в которой имеются ребра ко всем вершинам v i (i =1,2,...,m ) из F m . По предположению, существует простая ориентированная цепь, проходящая через все вершины графа F m : P m =(v 1 ,v 2 ,...,v m ). Для ребер, инцидентных вершине v m +1, имеется три возможности.
1. Существует дуга (v m +1, v 1). Добавив ее к цепи P m “слева”, получим искомую цепь, проходящую через все вершины графа F m +1: P m +1 =( v m +1 ,v 1 ,v 2 ,...,v m ).
2. Существует дуга (v m , v m +1). Добавив ее к цепи P m “справа”, получим искомую цепь, проходящую через все вершины графа F m +1: P m +1 =( v m +1 ,v 1 ,v 2 ,..., v m ,v m +1).
3. Если в графе F m +1 нет ни дуги (v m +1 ,v 1), ни дуги (v m ,v m +1), то при некотором k (k =2,3,...,m -1) в нем обязательно найдутся дуги (v k ,v m +1) и (v m +1 ,v k +1). Составим цепь
P m +1 =(v 1 ,v 2 ,...,v k ,v m +1 ,v k +1 ,...,v m ).
Эта цепь проходит через все вершины графа F m +1 .
На множестве вершин V зададим отношение достижимости R D следующим образом: Вершина v’ ÎV находится в отношении R D с вершиной v’’ ÎV (в этом случае говорят, что вершина v’’ достижима из вершины v’ ), если существует путь L (v’ ,... ,v’’ ) с началом v’ и концом v’’ .
Аналогично отношению связности для вершин неориентированного графа отношение достижимости для вершин ориентированного графа рефлексивно и транзитивно , но в отличие от отношения связанности отношение достижимости не обязательно симметрично .
С помощью отношения достижимости определяется разбиение множества вершин орграфа на классы эквивалентности: вершины v’ , v’’ принадлежат одному классу, если отношение симметрично, т.е. v’’ достижима из v’ , а v’ достижима из v’’ .
Пусть L 1 (v’ , ... ,v’’ ) и L 2 (v’’ , ... ,v’ ) - соответствующие пути, связывающие эти вершины. Тогда вместе они образуют цикл, проходящий через вершины v’ и v’’ . Таким образом, любые вершины одного и того же класса эквивалентности принадлежат некоторому циклу. Если циклы в графе отсутствуют, то каждый класс эквивалентности состоит из одной вершины.
| Рис. 3.13. |
Минимальный граф F B , индуцирующий на множестве вершин V то же отношение достижимости, что и данный ориентированный граф F , т.е. граф с неуменьшаемым далее множеством рёбер, называется базисным графом для графа F .
Если существует базисный граф, то он не обязательно единственный. Так, для графа на рис. 3.13, любое радиальное ребро и ориентированный многоугольный цикл определяют базисный граф.
Если F - конечный орграф, то базисные графы существуют; они могут быть получены при последовательном удалении “излишних” рёбер (v 0 ,v n ), для которых найдётся не содержащая ребра (v 0 ,v n ) ориентированная цепь Р (v 0 ,v n ).
G(V,X) с петлями, но без кратных дуг задает бинарное отношение Х на множестве V. Полный граф соответствует универсальному соотношению. Неориентированный граф соответствует симметричному соотношению. Дополнение графа соответствует дополнению отношения. Изменение направления дуг соответствует обратному отношению.
Орграфы и бинарные отношения один и тот же класс объектов, описанных разными средствами. Бинарные отношения, функции являются базовыми средствами для построения подавляющего большинства математических моделей, использующих для решения практических задач, а графы допускают наглядное представление в виде диаграммы. Это объясняет широко использование диаграмм различного типа в кодировании и проектировании.
Вершина b орграфа (графа) G называется достижимой из U в том и только том случае, когда U=V или существует путь (маршрут) соединяющий U с V (U – начальная вершина, V – конечная вершина). Таким образом на множестве вершин орграфа (графа) определено не только отношение смежности А, но и отношение достижимости Т.
Матрицей достижимости Т орграфа(графа) G называется T 2 n×n, элементы которой находятся из условия: 1, если достижимо из ; 0, если не достижимо из .
Определение матрицы достижимости орграфа как матрицы рефлексивного и транзитивного замыкания отношения смежности.
Введенное отношение достижимости на вершинах графа G(V,Х): вершина w достижима из вершины v, если v = w или в G есть путь из v в w. Иначе говоря, достижимость является рефлексивным и транзитивным замыканием отношения смежности.
Найти матрицу смежности, транзитивное и рефлексивное замыкание.
Связность в графах. Слабая, односторонняя и сильная связность в орграфах. Матрица связности и сильной связности. Компоненты связности. Определение матрицы сильной связности на основе матрицы достижимости.
G(V,Х) называется связным , если любая его вершина достижима из любой другой вершины.
Орграф G(V,Х) называется односторонне связным , если для любых двух его вершин, покрайней мене одна достижима из другой.
Орграф G(V,Х) называется сильно связным , если любая его вершина достижима из любой другой.
Орграф G(V,Х) называется слабо связным , если связным является соответствующий ему не орграф, полученный в результате удаления ориентации дуг.
Орграф, не являющийся слабо связным, называется несвязным .
Компонентой сильнодействующей связи орграфа G(V,Х) называется максимальное, по числу вхождения вершин сильносвязный подграф данного орграфа. Аналогично определяется компонента связности не орграфа.
Матрицей сильной связности (связности) орграфа (графа) G(V,Х) называется S n×n, элементы которой находятся из условия: 1, если достижимо из и достижимо из ; 0, если не достижимо из и не достижимо из .
(орграф) сильносвязным или связным, для этого достаточно определить наличие 0 в матрице, если
0 нет, то граф (орграф) является связным (сильносвязным) в противном случае нет.
Матрица сильной связности может быть построена из матрицы достижимости по формуле
Задач, в которых используется понятие достижимости , довольно много. Вот одна из них. Граф может быть моделью какой-то организации, в которой люди представлены вершинами, а дуги интерпретируют каналы связи. При рассмотрении такой модели можно поставить вопрос, может ли информация от одного лица х i быть передана другому лицу х j , т. е. существует ли путь , идущий от вершины х i к вершине х j . Если такой путь существует, то говорят, что вершина х j достижима из вершины х i . Можно интересоваться достижимостью вершины х j из вершины х i только на таких путях, длины которых не превосходят заданной величины или длина которых меньше наибольшего числа вершин в графе и т. п. задачи.
Достижимость в графе описывается матрицей достижимости R=, i, j=1, 2, ... n , где n – число вершин графа, а каждый элемент определяется следующим образом:
r ij =1 , если вершина х j достижима из х i ,
r ij =0 , в противном случае.
Множество вершин R(x i) графа G , достижимых из заданной вершины x i , состоит из таких элементов x j , для которых (i, j) -й элемент в матрице достижимостей равен 1. Очевидно, что все диагональные элементы в матрице R равны 1, поскольку каждая вершина достижима из себя самой путeм длины 0. Поскольку прямое отображение 1-го порядка Г +1 (x i) является множеством таких вершин x j , которые достижимы из x i с использованием путей длины 1, то множество Г + (Г +1 (x i)) = Г +2 (x i) состоит из вершин, достижимых из x i с использованием путей длины 2. Аналогично Г +p (x i) является множеством вершин, которые достижимы из x i с помощью путей длины p .
Так как любая вершина графа, которая достижима из x i , должна быть достижима с использованием пути (или путей) длины 0 или 1, или 2, ..., или p , то множество вершин , достижимых для вершины x i , можно представить в виде
Как видим, множество достижимых вершин R(x i)
представляет собой прямое транзитивное замыкание
вершины x i
, т. е. R (x i) = T + (x i)
. Следовательно, для построения матрицы достижимости находим достижимые множества
R (x i)
для всех вершин . Полагая, r ij =1
, если 
и r ij =0
в противном случае.
Рис. 4.1.
Для графа, приведенного на рис. 4.1 ,а, множества достижимостей находятся следующим образом:
Матрица достижимости имеет вид, как показано на рис. 4.1 ,в. Матрицу достижимости можно построить по матрице смежности ( рис. 4.1 ,б), формируя множества T + (x i) для каждой вершины x i .
Матрица контрдостижимости Q = [ q ij ], i, j =1, 2, ... n , где n – число вершин графа, определяется следующим образом:
q ij =1 , если из вершины x j можно достичь вершину x i ,
q ij =0 , в противном случае.
Граф достижимости
Один из первых вопросов, возникающих при изучении графов, это вопрос о существовании путей между заданными или всеми парами вершин. Ответом на этот вопроc - введенное выше отношение достижимости на вершинах графа G=(V,E): вершина w достижима из вершины v, если v = w или в G есть путь из v в w. Иначе говоря, отношение достижимости является рефлексивным и транзитивным замыканием отношения E. Для неориентированных графов это отношение также симметрично и, следовательно, является отношением эквивалентности на множестве вершин V. В неориентированном графе классы эквивалентности по отношению достижимости называются связными компонентами. Для ориентированных графов достижимость, вообще говоря, не должна быть симметричным отношением. Симметричной является взаимная достижимость.
Определение 9.8. Вершины v и w ориентированного графа G=(V,E) называются взаимно достижимыми, если в G есть путь из v в w и путь из w в v.
Ясно, что отношение взаимной достижимости является рефлексивным, симметричным и транзитивным и, следовательно, эквивалентностью на на множестве вершин графа. Классы эквивалентности по отношению взаимной достижимости называются компонентами сильной связности или двусвязными компонентами графа.
Рассмотрим вначале вопрос о построении отношения достижимости. Определим для каждого графа его граф достижимости (называемый иногда также графом транзитивного замыкания), ребра которого соответствуют путям исходного графа.
Определение 9.9. Пусть G=(V,E) - ориентированный граф. Граф достижимости G * =(V,E *) для G имеет то же множество вершин V и следующее множество ребер E * ={ (u, v) | в графе G вершина v достижима из вершины u}.
Пример 9.3. Рассмотрим граф G из примера 9.2.
Рис. 9.2. Граф G
Тогда можно проверить, что граф достижимости G* для G выглядит так (новые ребра-петли при каждой из вершин 1-5 не показаны):
Рис. 9.3. Граф G*
Каким образом по графу G можно построить граф G * ? Один способ заключается в том, чтобы для каждой вершины графа G определить множество достижимых из нее вершин, последовательно добавляя в него вершины, достижимые из нее путями длины 0, 1, 2 и т.д.
Мы рассмотрим другой способ, основанный на использовании матрицы смежности A G графа G и булевых операций. Пусть множество вершин V={v 1 , … , v n }. Тогда матрица A G - это булева матрица размера n × n.
Ниже для сохранения сходства с обычными операциями над матрицами мы будем использовать "арифметические" обозначения для булевых операций: через + будем обозначать дизъюнкцию , а через · - конъюнкцию .
Обозначим через E n единичную матрицу размера n × n. Положим 
. Пусть Наша процедура построения G * основана на следующем утверждении.
Лемма 9.2. Пусть . Тогда
Доказательство проведем индукцией по k.
Базис. При k=0 и k=1 утверждение справедливо по определению и .
Индукционный шаг. Пусть лемма справедлива для k. Покажем, что она остается справедливой и для k+1. По определению имеем:
Предположим, что в графе G из v i в v j имеется путь длины k+1. Рассмотрим кратчайший из таких путей. Если его длина k, то по предположению индукции a_{ij}^{(k)}=1. Кроме того, a jj (1) =1. Поэтому a ij (k) a jj (1) =1 и a ij (k+1) =1. Если длина кратчайшего пути из из v i в v j равна k+1, то пусть v r - его предпоследняя вершина. Тогда из v i в v r имеется путь длины k и по предположению индукции a ir (k) =1. Так как (v r ,v j) E, то a_{rj}^{(1)}=1. Поэтому a ir (k) a rj (1) =1 и a ij (k+1) =1.
Обратно, если a ij (k+1) =1, то хотя бы для одного r слагаемое a ir (k) a rj (1) в сумме равно 1. Если это r=j, то a ij (k) =1 и по индуктивному предположению в G имеется путь из v i в v j длины k. Если же r j, то a ir (k) =1 и a rj (1) =1. Это означает, что в G имеется путь из v i в v r длины k и ребро (v r ,v j) E. Объединив их, получаем путь из v i в v j длины k+1.
Из лемм 9.1 и 9.2 непосредственно получаем
Следствие 1. Пусть G=(V,E) - ориентированный граф с n вершинами, а G * - его граф достижимости. Тогда A_{G*} = . Доказательство. Из леммы 5.1 следует, что, если в G имеется путь из u в v u, то в нем имеется и простой путь из u в v длины n-1. А по лемме 5.2 все такие пути представлены в матрице .
Таким образом процедура построения матрицы смежности A G* графа достижимости для G сводится к возведению матрицы в степень n-1. Сделаем несколько замечаний, позволяющих упростить эту процедуру.
где k - это наименьшее число такое, что 2 k n.
обнаруживается такое r, что a ir = 1 и a rj =1, то и вся сумма a ij (2) =1. Поэтому остальные слагаемые можно не рассматривать.
Пример 9.3. Рассмотрим в качестве примера вычисление матрицы графа достижимости A G* для графа G, представленного на рис.9.2 . В этом случае
Так как у G имеется 6 вершин, то . Вычислим эту матрицу:
и (последнее равенство нетрудно проверить). Таким образом,
Как видим, эта матрица действительно задает граф , представленный на рис.9.3 .
Взаимная достижимость, компоненты сильной связности и базы графа
По аналогии с графом достижимости определим граф сильной достижимости.
Определение 9.10. Пусть G=(V,E) - ориентированный граф. Граф сильной достижимости G * * =(V,E * *) для G имеет то же множество вершин V и следующее множество ребер E * * ={ (u, v) | в графе G вершины v и u взаимно достижимы}.
По матрице графа достижимости легко построить матрицу графа сильной достижимости. Действительно из определений достижимости и сильной достижимости непосредственно следует, то для всех пар (i,j), 1 i,j n, значение элемента равно 1 тогда и только тогда, когда оба элемента A G* (i, j) и A G* (j, i) равны 1, т.е.
По матрице можно выделить компоненты сильной связности графа G следующим образом.
Поместим в компоненту K 1 вершину v 1 и все такие вершины v j , что A_{G_*^*}(1,j) = 1.
Пусть уже построены компоненты K 1 , …, K i и v k - это вершина с минимальным номером, еще не попавшая в компоненты. Тогда поместим в компоненту K_{i+1} вершину v k и все такие вершины v j ,
что A_{G_*^*}(k,j) = 1.
Повторяем шаг (2) до тех пор, пока все вершины не будут распределены по компонентам.
В нашем примере для графа G на рис.2 по матрице получаем следующую матрицу графа сильной достижимости
Используя описанную выше процедуру, находим, что вершины графа G разбиваются на 4 компоненты сильной связности: K 1 = {v 1 , v 2 , v 3 }, \ K 2 ={ v 4 }, \ K 3 ={ v 5 }, \ K 4 ={ v 6 }. На множестве компонент сильной связности также определим отношение достижимости.
Определение 9.11. Пусть K и K" - компоненты сильной связности графа G. Компонента K достижима из компоненты K^\prime, если K= K" или существуют такие две вершины u K и v K", что u достижима из v. K строго достижима из K^\prime, если K K" и K достижима из K". Компонента K называется минимальной, если она не является строго достижимой ни из какой компоненты.
Так как все вершины в одной компоненте взаимно достижимы, то нетрудно понять, что отношения достижимости и строгой достижимости на компонентах не зависят от выбора вершин u K и v K".
Из определения легко выводится следующая характеристика строгой достижимости.
Лемма 9.3. Отношение строгой достижимости является отношением частичного порядка, т.е. оно антирефлексивно, антисимметрично и транзитивно.
Это отношение можно представлять в виде ориентированного графа, вершинами которого являются компоненты, а ребро (K", K) означает, что K строго достижима из K". На рис. 9.4 показан этот граф компонент для рассматриваемого выше графа G.
Рис. 9.4.
В данном случае имеется одна минимальная компонента K 2 .
Во многих приложениях ориентированный граф представляет собой сеть распространения некоторого ресурса: продукта, товара, информации и т.п. В таких случаях естественно возникает задача поиска минимального числа таких точек (вершин), из которых этот ресурс может быть доставлен в любую точку сети.
Определение 9.12. Пусть G=(V,E) - ориентированный граф. Подмножество вершин W V называется порождающим , если из вершин W можно достичь любую вершину графа. Подмножество вершин W V называется базой графа, если оно является порождающим, но никакое его собственное подмножество порождающим не является.
Следующая теорема позволяет эффективно находить все базы графа.
Теорема 9.1. Пусть G=(V,E) - ориентированный граф. Подмножество вершин W V является базой G тогда и только тогда, когда содержит по одной вершине из каждой минимальной компоненты сильной связности G и не содержит никаких других вершин.
Доказательство Заметим вначале, что каждая вершина графа достижима из вершины, принадлежащей некоторой минимальной компоненте. Поэтому множество вершин W, содержащих по одной вершине из каждой минимальной компоненты, является порождающим а при удалении из него любой вершины перестает быть таковым, так как вершины из соответствующей минимальной компоненты становятся недостижимы. Поэтому W является базой.
Обратно, если W является базой, то оно обязано включать хотя бы по одной вершине из каждой минимальной компоненты, иначе вершины такой минимальной компоненты окажутся недоступны. Никаких других вершин W содержать не может, так как каждая из них достижима из уже включенных вершин.
Из этой теоремы вытекает следующая процедура построения одной или перечисления всех баз графа G.
Найти все компоненты сильной связности G.
Определить порядок на них и выделить минимальные относительно этого порядка компоненты.
Породить одну или все базы графа, выбирая по одной вершине из каждой минимальной компоненты.
Пример 9.5. Определим все базы ориентированного графа G, показанного на рис.9.5 .
Рис. 9.5. Граф G
На первом этапе находим компоненты сильной связности G:
На втором этапе строим граф строгой достижимости на этих компонентах.
Рис. 9.6. Граф отношения достижимости на компонентах G
Определяем минимальные компоненты: K 2 = { b }, K 4 ={ d,e, f, g} и K 7 = { r}.
Наконец перечисляем все четыре базы G: B 1 = { b, d, r}, B 2 = { b, e, r}, B 3 = { b, f, r} и B 1 = { b, g, r}.
Задачи
Задача 9.1. Докажите, что сумма степеней всех вершин произвольного ориентированного графа четна.
У этой задачи имеется популярная интерпретация: доказать, что общее число рукопожатий, которыми обменялись люди, пришедшие на вечеринку, всегда четно.
Задача 9.2. Перечислите все неизоморфные неориентированные графы, у которых не более четырех вершин.
Задача 9.3. Докажите, что неориентированный связный граф остается связным после удаления некоторого ребра ↔ это ребро принадлежит некоторому циклу.
Задача 9.4. Докажите, что неориентированный связный граф с n вершинами
содержит не менее n-1 ребер,
если содержит больше n-1 ребер, то имеет, по крайней мере, хотя бы один цикл.
Задача 9.5. Докажите, что в любой группе из 6 человек есть трое попарно знакомых или трое попарно незнакомых.
Задача 9.6. Докажите, что неориентированный граф G=(V,E) связен ↔ для каждого разбиения V= V 1 V 2 с непустыми V 1 и V 2 существует ребро, соединяющее V 1 с V 2 .
Задача 9.7. Докажите, что, если в неориентированном графе имеется ровно две вершины нечетной степени, то они связаны путем.
Задача 9.8. Пусть G=(V,E) неориентированный граф с |E| < |V|-1. Докажите, что тогда G несвязный граф.
Задача 9.9. Докажите, что в связном неориентированном графе любые два простых пути максимальной длины имеют общую вершину.
Задача 9.10. Пусть неориентированный граф без петель G=(V,E) имеет k компонент связности. Доказать, что тогда
Задача 9.11. Определите, что представляет из себя граф достижимости для
графа с n вершинами и пустым множеством ребер;
графа с n вершинами: V= {v 1 ,… , v n }, ребра которого образуют цикл:
Задача 9.12. Вычислите матрицу графа достижимости для графа
и постройте соответствующий ей граф достижимости. Найдите все базы графа G.
Задача 9.13. Построить для заданного на рис. 9.7 ориентированного графа G 1 =(V,E) его матрицу смежности A G1 , матрицу инцидентности B G1 и списки смежности. Вычислить матрицу достижимости A G1* и построить соответствующий граф достижимости G 1 * .
Рис. 9.7.
Неориентированные и ориентированные деревья
Деревья являются одним из интереснейших классов графов, используемых для представления различного рода иерахических структур.
Определение 10.1. Неориентированный граф называется деревом, если он связный и в нем нет циклов.
Определение 10.2. Ориентированный граф G=(V,E) называется (ориентированным) деревом, если
На рис. 10.1 показаны примеры неориентированного дерева G 1 и ориентированного дерева G 2 . Обратите внимание на то, что дерево G 2 получено из G 1 с помощью выбора вершины c в качестве корня и ориентации всех ребер в направлении "от корня".
Рис. 10.1. Неориентированное и ориентированное деревья
Это не случайно. Докажите самостоятельно следующее утверждение о связи между неориентированными и ориентированными деревьями.
Лемма 10.1. Если в любом неориентированном дереве G=(V,E) выбрать произвольную вершину v V в качестве корня и сориентировать все ребра в направлении "от корня", т.е. сделать v началом всех инцидентных ей ребер, вершины, смежные с v - началами всех инцидентных им еще не сориентированных ребер и т.д., то полученый в результате ориентированный граф G" будет ориентированным деревом.
Неориентированные и ориентированные деревья имеют много эквивалентных характеристик.
Теорема 10.1. Пусть G=(V,E) - неориентированный граф. Тогда следующие условия эквивалентны.
G является деревом.
Для любых двух вершин в G имеется единственный соединяющий их путь.
G связен, но при удалении из E любого ребра перестает быть связным.
G связен и |E| = |V| -1.
G ациклический и |E| = |V| -1.
G ациклический, но добавление любого ребра к E порождает цикл.
Доказательство (1) (2): Если бы в G некоторые две вершины соединялись двумя путями, то, очевидно, в G имеелся бы цикл. Но это противоречит определению дерева в (1).
(2) (3): Если G связен, но при удалении некоторого ребра (u,v) E не теряет связности, то между u и v имеется путь, не содержащий это ребро. Но тогда в G имеется не менее двух путей, соединяющих u и v, что противоречит условию (2).
(3) (4): Предоставляется читателю (см. задачу 9.4).
(4) (5): Если G содержит цикл и является связным, то при удалении любого ребра из цикла связность не должна нарушиться, но ребер останется |E|= V -2, а по задаче 9.4(а) в связном графе должно быть не менее V -1 ребер. Полученное противоречие показывает, что циклов в G нет и выполнено условие (5).
(5) (6): Предположим, что добавление ребра (u,v) к E не привело к появлению цикла. Тогда в G вершины u и v находятся в разных компонентах связности. Так как |E|= V -1, то в одной из этих компонент, пусть это (V 1 ,E 1), число ребер и число вершин совпадают: |E 1 |=|V 1 |. Но тогда в ней имеется цикл (см. задачу 9.4 (б)), что противоречит ацикличности G.
(6) (1): Если бы G не был связным, то нашлись бы две вершины u и v из разных компонент связности. Тогда добавление ребра (u,v) к E не привелобы к появлению цикла, что противоречит (6). Следовательно, G связен и является деревом.
Для ориентированных деревьев часто удобно использовать следующее индуктивное определение.
Определение 10.3. Определим по индукции класс ориентированных графов , называемых деревьями. Одновременно для каждого из них определим выделенную вершину - корень.
Рис. 10.2 иллюстрирует это определение.
Рис. 10.2. Индуктивное определение ориентированных деревьев
Теорема 10.2. Определения ориентированных деревьев 10.2 и 10.3 эквивалентны.
Доказательство Пусть граф G=(V,E) удовлетворяет условиям определения 10.2. Покажем индукцией по числу вершин |V|, что .
Если |V|=1, то единственная вершина v V является по свойству (1) корнем дерева, т.е. в этом графе ребер нет: E = . Тогда .
Предположим, что всякий граф с n вершинами, удовлетворяющий определению 10.2 входит в . Пусть граф G=(V,E) с (n+1)-й вершиной удовлетворяет условиям определения 10.2. По условию (1) в нем имеется вершина-корень r 0 . Пусть из r 0 выходит k ребер и они ведут в вершины r 1 , … , r k (k 1). Обозначим через G i ,(i=1, …, k) граф, включающий вершины V i ={ v V|v \textit{ достижима из }r i } и соединяющие их ребра E i E. Легко понять, что G i удовлетворяет условиям условиям определения 10.2. Действительно, в r i не входят ребра, т.е. эта вершина - корень G i . В каждую из остальных вершин из V i входит по одному ребру как и в G . Если v V i , то она достижима из корня r i по определению графа G i . Так как |V i | n, то по индуктивному предположению . Тогда граф G получен по индуктивному правилу (2) определения 10.3 из деревьев G 1 , …, G k и поэтому принадлежит классу .
⇐ Если некоторый граф G=(V,E) входит в класс , то выполнение условий (1)-(3) определения 10.2 для него легко установить индукцией по определению 10.2. Предоставляем это читателю в качестве упражнения.
С ориентированными деревьями связана богатая терминология, пришедшая из двух источников: ботаники и области семейных отношений.
Корень - это единственная вершина, в которую не входят ребра, листья - это вершины, из которых не выходят ребра. Путь из корня в лист называется ветвью дерева. Высота дерева - это максимальная из длин его ветвей. Глубина вершины - это длина пути из корня в эту вершину. Для вершины v V, подграф дерева T=(V,E), включающий все достижимые из v вершины и соединяющие их ребра из E, образует поддерево T v дерева T с корнем v (см. задачу 10.3). Высота вершины v - это высота дерева T v . Граф, являющийся объединением нескольких непересекающихся деревьев, называется лесом.
Если из вершины v ведет ребро в вершину w, то v называется отцом w, а w - сыном v (в последнее время в ангоязычной литературе употребляется асексульная пара терминов: родитель - ребенок). Из определения дерева непосредственно следует, что у каждой вершины кроме корня имеется единственный отец. Если из вершины v ведет путь в вершину w, то v называется предком w, а w - потомком v. Вершины, у которых общий отец, называются братьями или сестрами .
Выделим еще один класс графов, обобщающий ориентированные деревья - ориентированные ациклические. Два вида таких размеченных графов будут использованы далее для представления булевых функций. У этих графов может быть несколько корней - вершин, в которые не входят ребра, и в каждую вершину может входить несколько ребер, а не одно, как у деревьев.
компьютерные технологии , в частности программу ... 2009 года Начальная школа является экспериментальной площадкой по введению Федерального государственного ...
М ОНИТОРИНГ СМИ Модернизация профессионального образования Март - август 2011г
Краткое содержаниеЕдиные государственные экзамены «по выбору»: информационные компьютерные технологии , биологию и литературу. Кстати, в этом году ЕГЭ... вопрос "Об итогах реализации программ развития национальных исследовательских университетов в 2009 -2010 годах" . ...
СТРАТЕГИЧЕСКАЯ ПРОГРАММА РАЗВИТИЯ Тверь 2011
ПрограммаВ 2009 году . Структурные сдвиги, наблюдаемые в 2010 году по отношению к 2009 , ... Профессионально – ориентированный иностранный язык», «Современные образовательные технологии» . В каждой программе повышения квалификации реализуется модуль «Государственная ...
Пусть G = (X , Г) - граф модульной структуры, х г, х-. - вершины, принадлежащие X. Если в графе G существует ориентированная цепь от х, к Хр то вершина х,- - достижима из вершины х,-. Справедливо следующее утверждение: если вершина Xj достижима из х, ах (- из Хр то X/ достижима из х^ Доказательство этого факта очевидно. Рассмотрим бинарное отношение на множестве X, которое определяет достижимость между вершинами графа. Введем обозначение х, -> х, для достижимости вершины х,- из Xj. Отношение транзитивно. Обозначим через Я(х,) множество вершин графа G, достижимых из х; . Тогда равенство
определяет транзитивное замыкание х, по отношению к достижимости.
Докажем следующую теорему.
Теорема 1.1. Для выбранного компонента связности графа модульной структуры любая вершина достижима из корневой, соответствующей данному компоненту, т.е. выполняется равенство (х/- корневая вершина)
Доказательство. Предположим, вершинах, (х,е X) недостижима из Xj. Тогда х, ё X/ и множество X" = X х), непусто. Поскольку выбранный компонент графа связанный, то существуют вершина х,- е х, и цепь /7(х; , xj), ведущая от х, к х,-. Исходя из ацикличности графа G, в X" должна существовать простая цепь Н(х/, xj), где в вершину x f не входят дуги (данная цепь может быть пустой, если X" состоит только из х,). Рассмотрим цепь Я(х/, xj) = Н (х/, х,) U Я (х, xj). Это означает, что модуль х. достижим из вершин х, и Xj и обе вершины не содержат входящих дуг. А это противоречит определению графа модульной структуры с единственной корневой вершиной. Теорема доказана.
Основное требование для обеспечение достижимости - это отсутствие неориентированных циклов в графе. Исходя из графа на рис. 1.4, отмечаем, что граф содержит ориентированный цикл и модули, соответствующие вершинам х 4 , х 5 , ж 6 , никогда выполняться не будут. Таким образом, результаты теоремы 1.1 усиливают требование отсутствия ориентированных циклов в графе модулей.
Для анализа матричного представления отношения достижимости графа модульной структуры рассмотрим граф матрицы достижимости, приведенной на рис. 1.1.
Коэффициент а,у= 1, если модуль, соответствующий индексу /, достижим из модуля, соответствующего индексу i. Следующие результаты основаны на известной теореме из теории графов.
Рис. 1.4.
Теорема 1.2. Коэффициент ту l-й степени матрицы смежности Доопределяет количество различных маршрутов, содержащих / дуг и связывающих вершину X/ с вершиной ^-ориентированного графа.
Рассмотрим следующие три следствия из этой теоремы .
Следствие 1.1. Матрица М = "? J M t , где М - матрица смежности ориен-
тированного графа с п вершинами, совпадает с точностью до числовых значений коэффициентов с матрицей достижимости А.
Доказательство. В ориентированном графе, содержащем п вершин, максимальная длина пути без повторяющихся дуг не может превышать п. Поэтому последовательность степеней матрицы смежности М 1 , где i = 1,2,
я, определяет количество всех возможных путей в графе с количеством дуг п. Пусть коэффициент т 1} матрицы М отличен от нуля. Это означает, что существует степень матрицы М>, у которой соответствующий коэффициент т {} также отличен от нуля. Следовательно, существует путь, идущий от вершины Xj к Хр т.е. вершина ^ достижима из х г Данное следствие определяет связь матрицы вызовов графа модульной структуры, совпадающей с матрицей смежности А/, с матрицей достижимости А и определяет алгоритм построения последней.
Следствие 1.2. Пусть для некоторого i в последовательности степеней матрицы смежности М* существует коэффициент т Х1 > 0. Тогда в исходном графе существует ориентированный цикл.
Доказательство. Пусть m (i > 0 для некоторого I. Следовательно, Xj достижима из x v т.е. существует цикл. Согласно теореме 1.2 данный цикл имеет / дуг (в общем случае повторяющихся).
Следствие 1.3. Пусть п-я степень матрицы смежности М п ациклического графа совпадает с нулевой матрицей (все коэффициенты равны нулю).
Доказательство. Если граф ациклический, то в нем максимально простой путь не может иметь больше чем п - 1 дуг. Если в М п имеется коэффициент, отличный от нуля, то должен существовать путь, состоящий из п дуг. А этим путем может быть только ориентированный цикл. Следовательно, все коэффициенты М п для ациклического графа равны нулю. Данное следствие предоставляет необходимое и достаточное условие отсутствия циклов в графе модульной структуры.
Для ациклических графов отношение достижимости эквивалентно частичному строгому порядку. Транзитивность отношения достижимости рассмотрена выше. Антисимметричность следует из отсутствия ориентированных циклов: если вершина х } достижима из x v то обратное неверно. Введем обозначение х х > Хр если вершина Xj достижима из вершины x v
Пусть G = (X, Г) - ациклический граф, соответствующий некоторой модульной структуре. Рассмотрим убывающую цепь элементов частично упорядоченного множества X:
где через знак «>» обозначено отношение достижимости. Поскольку X конечно, то цепь обрывается х п > x i2 > ... > x in . Вершина x jn не имеет исходящих дуг, т.е. элемент x in минимальный (ему соответствует модуль, который не содержит обращения к другим модулям). Максимальный элемент во множестве X - корневая вершина.
- Доказательство этой теоремы приводится в работе (книга): Лаврищева Е. М., Грищенко В. Н. Сборочное программирование. Киев: Наукова думка, 1991. 287 с.