离散数学树
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离散数学 求生成树的个数
在离散数学中，生成树（Spanning Tree）是一个图（Graph）的子图，它包含图中的所有顶点，并且是一个树（Tree）。
生成树的一个重要性质是它不包含任何环（Cycle）。
求一个给定图的生成树个数是一个经典问题，通常使用矩阵树定理（Matrix Tree Theorem）来解决。
矩阵树定理给出了一个图的生成树个数的计算公式，它基于图的拉普拉斯矩阵（Laplacian Matrix）的行列式。
拉普拉斯矩阵是一个方阵，其大小为图的顶点数，矩阵的元素定义如下：•如果i和j是不同的顶点，则矩阵的第i行第j列的元素是顶点i和j之间的边的权重（如果存在边的话），否则是0。
•对于每个顶点i，矩阵的第i行第i列的元素是顶点i的度（即与顶点i相邻的边的数量）的负值。
矩阵树定理指出，图的生成树个数等于其拉普拉斯矩阵的任何一个n-1阶主子式的行列式值的绝对值。
n是图的顶点数，n-1阶主子式意味着去掉矩阵中的一行和一列后得到的矩阵。
下面是一个简单的例子，说明如何使用矩阵树定理计算生成树的个数：假设有一个包含4个顶点的简单图，其边和权重如下：A -- 2 -- B| |1 3 1| |C -- 4 -- D1 -3 1 00 1 -3 40 0 1 -4主子式的行列式值。
去掉第一行和第一列后，我们得到：1 01 -3 40 1 -4x3矩阵的行列式，我们得到：1 * 1) - (0 * 0) = 12 - 1 = 11过程可能涉及复杂的行列式计算，特别是对于大型图来说。
在实际应用中，通常会使用专门的数学软件或库（如Python中的NumPy或SciPy）来进行这些计算。
此外，还有一些算法（如Kruskal算法和Prim算法）可以用来构造生成树，但它们并不直接计算生成树的总数。
这些算法通常用于找到图的一个生成树，而不是计算所有可能的生成树的数量。
离散数学 图论-树
中序遍历（次序：左－根－右) 前序遍历（次序：根－左－右) 后序遍历（次序：左－右－根) b 中序遍历: c b e d g f a I k h j 前序遍历: a b c d e f g h i k j 后序遍历: c e g f d b k i j h a
例：给定二叉树，写出三种访问 结点的序列
是否为根树
(a) (no)
(b) (no)
(c) (yes)
从树根到T的任意顶点v的通 路(路径)长度称为v的层数。 v5的层数为 层。
层数最大顶点的层数称为树 高．将平凡树也称为根树。 右图中树高为（ ）。
v1
v2 v3
v4 v8v5Fra bibliotekv6v7 v10
v9
在根树中，由于各有向边的方向是一 致的，所以画根树时可以省去各边上的所 有箭头，并将树根画在最上方．
等长码：0-000；1-001；2-010；3-011；4-100； 5-101；6-110；7-111. 总权值: W2=3*100=300
4、二叉树的周游（遍历）
二叉树的周游：对于一棵二叉树的每一个结点都访问一次且 仅一次的操作 1）做一条绕行整个二叉树的行走路线（不能穿过树枝） 2）按行走路线经过结点的位臵（左边、下边、右边） 得到周游的方法有三种： 中序遍历（路线经过结点下边时访问结点） 访问的次序：左子树－根－右子树 前序遍历（路线经过结点左边时访问结点） 访问的次序：根－左子树－右子树 后序遍历（路线经过结点右边时访问结点） 访问的次序：左子树－右子树－根
2、根树中顶点的关系
定义：设T为一棵非平凡的根树， v2 ∀vi,vj∈V(T),若vi可达vj,则称vi为 vj的祖先,vj为vi的后代； v4 v5 若vi邻接到vj(即<vi,vj>∈E(T)，称 vi为vj的父亲,而vj为vi的儿子 v8 若vj,vk的父亲相同，则称vj与vk是兄 弟
《离散数学》课件-第16章树
解：易见所求为该图的一棵最小生成树，如图所示 总造价为57
18
16.3 根树及其应用
19
定义（有向树）设D是有向图，如果D的基图是无向 树，则称D为有向树。
在有向树中最重要的是根树。 定义16.6（根树）一棵非平凡的有向树，如果恰有 一个顶点的入度为O，其余所有顶点的入度均为1,则称该 树为根树。 入度为0的顶点称为树根，入度为1出度为0的顶点称 为树叶，入度为1出度不为0的点称为内点，内点和树根统 称为分支点。 树根到一个顶点的有向通路的长度称为该顶点的层数。 层数最大顶点的层数称为树高。 平凡树也称为根树。
2
16.1 树及其性质
3
定义16.1（树和森林） 连通且无回路的无向图称为无向树，简称为树，常用
T表示树。 平凡图为树，称为平凡树。 非连通且每个连通分支是树的无向图称为森林。 T中度数为1的顶点（悬挂顶点）称为树叶，度数大于
1的顶点称为分支点。 称只有一个分支点，且分支点的度数为n-1的n（n≥3）
定义16.8（子树）设T为一棵根树，则其任一顶点v 及其后代导若将层数相同的顶点都 标定次序，则称T为有序树。
根据每个分支点的儿子数以及是否有序，可将根树 分成如下若干类：
定义（跟树分类）设T为一棵根树 （1）若T的每个分支点至多有r个儿子，则称T为r叉 树。又若r叉树是有序的，则称它为r叉有序树。 （2）若T的每个分支点恰好有r个儿子，则称T为r叉 正则树。又若r叉正则树是有序的，则称它为r叉正则有 序树。 （3）若T为r叉正则树，且每个树叶的层数均为树高， 则称T为r叉完全正则树。又若r叉完全正则树是有序的， 则称它为r叉完全正则有序树。
8
平均编码长度为：L = ∑ P( i )× l( i ) = 2.53bit i=1
18
16.3 根树及其应用
19
定义（有向树）设D是有向图，如果D的基图是无向 树，则称D为有向树。
在有向树中最重要的是根树。 定义16.6（根树）一棵非平凡的有向树，如果恰有 一个顶点的入度为O，其余所有顶点的入度均为1,则称该 树为根树。 入度为0的顶点称为树根，入度为1出度为0的顶点称 为树叶，入度为1出度不为0的点称为内点，内点和树根统 称为分支点。 树根到一个顶点的有向通路的长度称为该顶点的层数。 层数最大顶点的层数称为树高。 平凡树也称为根树。
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16.1 树及其性质
3
定义16.1（树和森林） 连通且无回路的无向图称为无向树，简称为树，常用
T表示树。 平凡图为树，称为平凡树。 非连通且每个连通分支是树的无向图称为森林。 T中度数为1的顶点（悬挂顶点）称为树叶，度数大于
1的顶点称为分支点。 称只有一个分支点，且分支点的度数为n-1的n（n≥3）
定义16.8（子树）设T为一棵根树，则其任一顶点v 及其后代导若将层数相同的顶点都 标定次序，则称T为有序树。
根据每个分支点的儿子数以及是否有序，可将根树 分成如下若干类：
定义（跟树分类）设T为一棵根树 （1）若T的每个分支点至多有r个儿子，则称T为r叉 树。又若r叉树是有序的，则称它为r叉有序树。 （2）若T的每个分支点恰好有r个儿子，则称T为r叉 正则树。又若r叉正则树是有序的，则称它为r叉正则有 序树。 （3）若T为r叉正则树，且每个树叶的层数均为树高， 则称T为r叉完全正则树。又若r叉完全正则树是有序的， 则称它为r叉完全正则有序树。
8
平均编码长度为：L = ∑ P( i )× l( i ) = 2.53bit i=1
离散数学 树
离散数学树
离散数学中的树(Tree)是一种常见的图论结构，它是一种无向、连通且没有简单回路的无向图，或者是一个有向连通图，其中每个节点都只有唯一一个父节点（除了根节点）。
树形结构中的每一个节点都可以视为一个子树的根节点，因为它下面连接了若干个子节点，这样就形成了一棵向下生长的树状结构。
树形结构还有一个重要的特点就是它具有很好的递归性质，因为每个节点下面都可以再建立一棵子树，这样就可以逐层递归地构建出整棵树。
在离散数学中，树被广泛应用于算法设计、数据结构以及对计算机网络和信息系统进行建模等领域。
树的深度和广度优先遍历、树的一些基本性质(如高度、度、叶子节点等)以及树的遍历应用在图的搜索算法、排序、哈夫曼编码、抽象语法树等算法中都有广泛的应用。
离散数学——树ppt课件
11
无向树的性质
定理16.2 设T是n阶非平凡的无向树，则T中至少有两片树叶。
证明
设T有x片树叶，由握手定理及定理16.1可知，
2(n 1) d(vi ) x 2(n x)
由上式解出x≥2。
12
例16.1
例16.1 画出6阶所有非同构的无向树。
解答 设Ti是6阶无向树。 由定理16.1可知，Ti的边数mi＝5， 由握手定理可知，∑dTi(vj)＝10，且δ(Ti)≥1，△(Ti)≤5。 于是Ti的度数列必为以下情况之一。
(1) 1，1，1，1，1，5 (2) 1，1，1，1，2，4 (3) 1，1，1，1，3，3 (4) 1，1，1，2，2，3 (5) 1，1，2，2，2，2
(4)对应两棵非同构的树， 在一棵树中两个2度顶点相邻， 在另一棵树中不相邻， 其他情况均能画出一棵非同构 的树。
13
例16.1
人们常称只有一个分支点，且分支点的度数为n-1的 n(n≥3)阶无向树为星形图，称唯一的分支点为星心。
知，G-e已不是连通图， 所以，e为桥。
9
(5)(6)
如果G是连通的且G中任何边均为桥，则G中没有回路，但在任 何两个不同的顶点之间加一条新边，在所得图中得到唯一的 一个含新边的圈。
因为G中每条边均为桥，删掉任何边，将使G变成不连通图， 所以，G中没有回路，也即G中无圈。
又由于G连通，所以G为树，由(1) (2)可知，
u,v∈V，且u≠v，则u与v之间存在唯一的路径Г，
则Г∪(u,v)（(u,v)为加的新边）为G中的圈， 显然圈是唯一的。
10
(6)(1)
如果G中没有回路，但在任何两个不同的顶点之间加一条新边， 在所得图中得到唯一的一个含新边的圈，则G是树。
无向树的性质
定理16.2 设T是n阶非平凡的无向树，则T中至少有两片树叶。
证明
设T有x片树叶，由握手定理及定理16.1可知，
2(n 1) d(vi ) x 2(n x)
由上式解出x≥2。
12
例16.1
例16.1 画出6阶所有非同构的无向树。
解答 设Ti是6阶无向树。 由定理16.1可知，Ti的边数mi＝5， 由握手定理可知，∑dTi(vj)＝10，且δ(Ti)≥1，△(Ti)≤5。 于是Ti的度数列必为以下情况之一。
(1) 1，1，1，1，1，5 (2) 1，1，1，1，2，4 (3) 1，1，1，1，3，3 (4) 1，1，1，2，2，3 (5) 1，1，2，2，2，2
(4)对应两棵非同构的树， 在一棵树中两个2度顶点相邻， 在另一棵树中不相邻， 其他情况均能画出一棵非同构 的树。
13
例16.1
人们常称只有一个分支点，且分支点的度数为n-1的 n(n≥3)阶无向树为星形图，称唯一的分支点为星心。
知，G-e已不是连通图， 所以，e为桥。
9
(5)(6)
如果G是连通的且G中任何边均为桥，则G中没有回路，但在任 何两个不同的顶点之间加一条新边，在所得图中得到唯一的 一个含新边的圈。
因为G中每条边均为桥，删掉任何边，将使G变成不连通图， 所以，G中没有回路，也即G中无圈。
又由于G连通，所以G为树，由(1) (2)可知，
u,v∈V，且u≠v，则u与v之间存在唯一的路径Г，
则Г∪(u,v)（(u,v)为加的新边）为G中的圈， 显然圈是唯一的。
10
(6)(1)
如果G中没有回路，但在任何两个不同的顶点之间加一条新边， 在所得图中得到唯一的一个含新边的圈，则G是树。
离散数学7-树
(b)
(a)
V5
2
1
V7
8
9
V2
V4
2
3
V8
5
V1
V1
V4
V5
1
3
V7
V6
8
V4
2
V8
5
6
V1
1
V5
6
V7
V6
8
3
V8
5
6
V7
9
V3
(e)
V3
(f)
(g)
22
V2
V3
(h)
五.应用举例——求最小生成树
例3 用管梅谷算法求下图的最小生成树。
23
五.应用举例——求最小生成树
例3 用管梅谷算法求下图的最小生成树。
成圈。
首先证明T无简单回路。对n作归纳证明。
(i) n=1时,m=n-1=0,显然无简单回路；
(ii)假设顶点数为n-1时无简单回路，现考察顶点数是n的情况：此时至少有一
个顶点v其次数d(v)=1。因为若n个顶点的次数都大于等于2，则不少于n条边，但这与
m=n-1矛盾。
删去v及其关联边得到新图T’，根据归纳假设T’无简单回路，再加回v及其关联
边又得到图T，则T也无简单回路。
再由图的连通性可知，加入任何一边后就会形成圈，且只有一个圈，否则原图
中会含圈。
9
二. 基本定理——证明
证明(4):(3)(4)，即证一个无圈图若加入任一边就形成圈，
则该图连通，且其任何一边都是桥。
若图不连通,则存在两个顶点vi和vj，在vi和vj之间没有路，若
加边(vi,vj)不会产生简单回路，但这与假设矛盾。由于T无简单回
离散数学 树(思维导图)
树
1
无向树:连通且不含任何简单回路的无向图称为无向树,简称树。
树中度数为1的顶点称为叶子，度数大于1的顶点称为分枝点
2
树的相关性质
定理1 : 设n(n≥2)阶无向连通图G的边数满足m=n-1,则图G中至少存在两个度数为
1的顶点
定理2 : 设T是(n，m)-无向图，则下述命题相互等价
1.T是树，即T连通且不存在简单回路
2.T的每一对相异顶点之间存在唯一的简单道路
3.T不存在简单回路，但在任何两个不相邻的顶点之间加一条新边后得到的图中存
在简单回路。
(也称作“极大无圈”)
4.T连通，但是删去任何一边后便不再连通，即T 中每一条边都是桥。
(也称作“极
小连通")
5.T是树，即T连通且不存在简单回路
6.T连通且m=n-1
7.T不存在简单回路且m=n-1
定理3 : 无向树都是平面图。
定理4 : 假设无向树T中有aᵢ个度数为i的顶点，aᵢ则T的叶子数为\sum \limits
_{i=3}(i-2) \times a_{i}+2
生成树 : 若连通图G的支撑子图T是一棵树，则称T为G的生成树
或支撑树 一个连通图可以有多个不同的支撑树。
最小生成树 : 给定一个无向连通赋权图，该图所有支撑树中各
边权值之和最小者称为这个图的最小支撑树。
kruskal算法
备注：
1. 根据这个定义，一阶简单图K₁也是树，称作平凡树,它是一个既无叶子又无分枝点的特殊树 由定义可知，树必定是不含重边和自环的，即树一定是简单图。
不含任何简单回路的图称为森林(显然，森林的每个连通分支都是树
2. 无向,连通,m=n-1。
离散数学及其应用课件：树
树
图7-13 二叉树
树
例7.11 计算机中存储的文件目录,目录可以包含子目录
和文件。图7-14用多叉树表示一个文件系统。C表示根目录,
可以表示成根树,内点表示子目录,树叶表示文件或空目录。
树
图7-14 多叉树表示的文件系统
树
2.二叉树的遍历
定义7.10 对于一棵根树的每个结点都访问一次且仅一次
树
图7-16 给定单词二叉搜索树
树
7.2.3 最优二叉树及其应用
1.哈夫曼树
树
例7.14 计算图7-17所示带权二叉树的权值。
图7-17-带权二叉树
树
7.2.1 根树的概念
定义7.6 一个有向图D,如果略去有向边的方向所得的无
向图为一棵无向树,则称D为有向树。换句话说,若有向图的
基图是无向树,那么这个有向图为有向树。入度为0的顶点称
为树根(Root),入度为1且出度为0的顶点称为树叶;入度为1且
出度大于0的顶点称为内点。内点和树根统称为分支点。
有一种特殊结构的有向树叫根树。
图7-2 无向图
树
树
例7.2 设T 是一棵树,它有三个2度结点,两个3度结点,一
个4度结点,求T 的树叶数。
树
7.1.2 生成树的概念与性质
1.生成树的概念
定义7.2 设G=<V,E>是无向连通图,T 是G 的生成子图,并
且T 是树,则称T 是G的生成树(SpanningTree),记为TG 。
树
定理7.1 设G=<V,E>是n 阶无向图,G 中有m 条边,则下面
关于G 是树的命题是等价的:
(1)G 连通而不含回路;
(2)G 的每对顶点之间具有唯一的一条路径;
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定理9.2
设T 是n阶非平凡的无向树，则T中至少有两片树叶. 证 设T有x片树叶，m条边。由握手定理及定理9.1可知，
m n 1
2m
d
(vi
)
x
2(n
x)
由上式解出x2.
5
例题
例1 已知无向树T中, 有1个3度顶点, 2个2度顶点, 其余顶点全 是树叶. 试求树叶数, 并画出满足要求的非同构的无向树.
有n-1个 前缀码:
{1, 2, …, m}, 其中1, 2, …, m为非空字符串, 且任何
两个互不为前缀 2元前缀码: 只出现两个符号(如0与1)的前缀码
如 {0,10,110, 1111}, {10,01,001,110}是2元前缀码 {0,10,010, 1010} 不是前缀码
13
无向图与最小生成树
对无向图或有向图的每一条边e附加一个实数w(e), 称作边e 的权. 图连同附加在边上的权称作带权图, 记作G=<V,E,W>. 设G是G的子图, G所有边的权的和称作G的权, 记作W(G).
最小生成树: 带权图的权最小的生成树
求最小生成树的算法——避圈法 (Kruskal) 设G=<V,E,W>, 将非环边按权从小到大排序：e1, e2, …, em. (1) 把e1加入T中 (2) 检查e2, 若e2与e1不构成回路, 则将e2加入T中, 否则弃去e2. (3) 检查e3,…, 重复进行直至得到生成树为止.
30
前缀码(续)
一棵2元树产生一个二元前缀码:对每个分支点, 若关联2条边, 则给左边标0, 右边标1; 若只关联1条边, 则可以给它标0(看作左边), 也可以标 1(看作右边). 将从树根到每一片树叶的通路上标的数字组成的字符 串记在树叶处, 所有树叶处的字符串构成一个前缀码.
如右图所示
21
根树的分类
有序树: 将根树每一层上的顶点都规定次序，这样的树称为有 序树
V0
V1
V2
V3 V4
V5
V6
V7
比如规定节点顺序：从上到下，从左到右
22
r元树: 根树的每个分支点至多有r个儿子 点的出度不超过r
r元完全树: 根树的每个分支点恰有r个儿子 内点的度数＝2
解 用树的性质m=n1和握手定理. 设有x片树叶，于是 n=1+2+x=3+x, 2m=2(n1)=2(2+x)=13+22+x
解出x=3，故T有3片树叶. T的度数列为1, 1, 1, 2, 2, 3 有2棵非同构的无向树, 如图所示
6
例题
例2 已知无向树T有5片树叶, 2度与3度顶点各1个, 其余顶点的 度数均为4. 求T的阶数n, 并画出满足要求的所有非同构的 无向树.
14
实例
例 求图的一棵最小生成树
W(T)=38
15
412
3
4
76
57
8
412
3
4
76
57
8
16
9.2 根树及其应用－－据有向图定义的树
有向树 根树、树根、树叶、内点、分支点 家族树、根子树、有序树 r元树（r元有序树） r元正则树（r元有序正则树） r元完全正则树（r元有序完全正则树） 最优2元树与Huffman算法 前缀吗与最佳前缀吗 中序行遍法、前序行遍法、后续行遍法 波兰符号法与逆波兰符号法
20
家族树
定义 把根树看作一棵家族树: (1) 若顶点 a 邻接到顶点 b, 则称 b 是 a 的儿子, a 是
b 的父亲; (2) 若b和c为同一个顶点的儿子, 则称b和c是兄弟;
(3) 若ab且a可达b, 则称a是b的祖先, b是a的后代.
设v为根树的一个顶点且不是树根, 称v及其所有后 代的导出子图为以v为根的根子树.
11
基本割集与基本割集系统
定义 设T是n阶连通图G的一棵生成树, e1, e2, …, en1为T 的树枝，Si是G的只含树枝ei, 其他边都是弦的割集, 称Si为 对应生成树T由树枝ei生成的基本割集, i=1, 2, …, n1. 称 {S1, S2, …, Sn1}为对应T的基本割集系统. 理解：基本割集是图G的割集，其边有弦＋一条树枝构 成；有几条树枝就有几个基本割集； 基本割集用边的集合表示；
（1）G是树(连通无回路); （2）G中任意两个顶点之间存在惟一的路径(初级通路); （3）G中无回路且m=n1; （4）G是连通的且m=n1; （5）G是连通的且G中任何边均为桥; （6）G中没有回路, 但在任何两个不同的顶点之间加一条新
边后所得图中有惟一的一个含新边的圈.
4
无向树的性质(续)
3.置权集S:=（S-{w1,w2}∪{w1+w2} 4.检查S中是否只有一个元素？ 是就停止,否则转入2
28
实例
例 求带权为1, 1, 2, 3, 4, 5的最优树. 解题过程由下图给出，W(T)=38 （不唯一）
29
前缀码
设 =12…n-1n是长度为n的符号串 的前缀:
12…k , k=1,2,…,n-19来自基本回路与基本回路系统
定义：设T是n阶m条边的无向连通图G的一棵生成树，设
e一1的, e圈2,(由…er,和em树n枝+1为组T成的)弦, 称. 设CrC为r为对T应添弦加e弦r的er基产本生回的路G或中惟基
本圈, r=1, 2, 本回路系统.
…,
mn+1.
称{C1,
C2,
…,
i 1
26
定理: 设T为带权w1≤w2≤…≤wt的最优树,则 (1)带权w1，w2的树叶vw1，vw2是兄弟； (2)以树叶vw1，vw2为儿子的分枝点的通路最长 证明:略， 即权越小的叶要挂在路最长的分支点，权越大挂的 叶要挂在路短的分支点上，显然最优树一定是完全 二叉树。
否则删去圈上的任一条边, 这不破坏连通性, 重复进行直到 无圈为止,剩下的图是一棵生成树. 推论1：设n阶无向连通图有m条边, 则mn1. 理解：生成树有n-1条边；少于n-1条边就不连通； 推论2：设n阶无向连通图有m条边, 则它的生成树的余树 有mn+1条边.
推论3 设 T为G的生成树 T 的余树，C 为G 中任意一 个圈，则C与 T 一定有公共边.
求基本割集的算法: 设e为生成树T的树枝, Te由两棵子树T1与T2组成, 令 Se={e | eE(G)且e的两个端点分别属于T1与T2} 则Se为 e对应的基本割集.
12
实例
例 图中红边为一棵生成树, 求对应它的基本回路系统 与基本割集系统
解 弦e,f,g对应的基本回路分别为 Ce=e b c, Cf=f a b c, Cg=g a b c d, C基={Ce, Cf, Cg}. 树枝a,b,c,d对应的基本割集分别为 Sa={a, f, g}, Sb={b, e, f, g}, Sc={c, e, f g}, Sd={d, g}, S基={Sa, Sb, Sc, Sd}.
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最佳前缀码
例 在通信中，设八进制数字出现的频率如下： 0：25% 1：20% 2：15% 3：10% 4：10% 5：10% 6：5% 7：5%
采用2元前缀码, 求传输数字最少的2元前缀码 (称作最佳前 缀码), 并求传输10n(n2)个按上述比例出现的八进制数字需 要多少个二进制数字？若用等长的 (长为3) 的码字传输需要 多少个二进制数字? 解 用Huffman算法求以频率(乘以100)为权的最优2元树. 这
定理：若二元完全树有n个分支点,且各分支点的层数之和 为,各树叶的层数之和为E,则E=+2n。 完全二元树分支点比叶少一个, 在完全正则二元树中,树高是K,则叶是2K个,分支点是2K1个,边是2×2k-1条边。
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带权二元树
给一组数,不妨假设w1≤w2≤…≤wt。若 有一棵二元树,共有t片叶,分别带
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如何依据给定的权求最优二元树？
Huffman算法: 给定实数w1, w2, …, wt，求以上 述实数为权的最优二元树 。
哈夫曼算法:给定树求最优树
1、给初始权集S={ w1, w2,..., wt }；t个叶子vi带权 wi , i 1, 2,..., t
2、在S中找出两个权最小的数不妨记作w1,w2,用父结点v将两 个带权的儿子v1,v2连结起来,形成一个新的子树并把该子树 看作一个结点v，带权w1+w2。
权 w1 ,w2 ,...wt ,称该二元树为带权二
叉树。 树的权：w（i）是叶子Vi的权，L（Vi）
是Vi的层数， t w(T) wiL(wi ) i1
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最优2元树
在所有有t片树叶, 带权 w1, w2, …, wt 的 2元树中,
权最小的2元树称为最优2元树.
t
W (t) wil(vi )
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有向树与根树的定义
有向树: 基图为无向树的有向图
根树: 有一个顶点入度为0, 其余的入度均为1的 非平凡的有向树
树根: 有向树中入度为0的顶点
树叶: 有向树中入度为1, 出度为0的顶点
内点: --对应分支点 有向树中入度为1, 出度大于0的顶点
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分支点: 树根与内点的总称
则称这棵树为G的生成树； 设G的一棵生成树为T,则T中的边称为T的树枝,在G中而 不在T中的边称为T的弦,
所有弦的集合称为生成树T的余树 T 注意：T余树不一定连通, 也不一定不含回路.
右图黑边构成生成树 红边构成余树
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生成树的存在性
定理：任何无向连通图至少存在一颗生成树. 证 用破圈法. 若图中无圈, 则图本身就是自己的生成树.