第十五章 欧拉图和哈密顿图
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欧拉图与哈密顿图
哈密顿回路。
.
欧拉图与哈密顿图 1.2 哈密顿图及哈密顿通路
➢ 定义8.21
图G称为可2-着色（2-chromatic），
如果可用两种颜色给G的所有顶点着色， 使每个顶点着一种颜色，而同一边的两端点 必须着不同颜色。
.
欧拉图与哈密顿图 1.2 哈密顿图及哈密顿通路
✓ 定理8.16
设图G是可2-着色的。如果G是哈密顿 图，那么着两种颜色的顶点数目相等；如 果G有哈密顿通路，那么着两种颜色的顶点 数目之差至多为一。
✓定理8.14
设图G为具有n个顶点的简单无向图，如果G的 每一对顶点的度数之和都不小于n – 1 ，那么G中有 一条哈密顿通路；如果G的每一对顶点的度数之和 不小于n，且n≥3，那么G为一哈密顿图。
.
欧拉图与哈密顿图 1.2 哈密顿图及哈密顿通路
✓ 定理8.15
当n为不小于3的奇数时，
Kn上恰有 n 1 条互相均无任何公共边的 2
离散数学导论
.
欧拉图与哈密顿图 1.1欧拉图与欧拉路径
➢ 定义8.19
图G称为欧拉图（Euler graph），
如果图G上有一条经过G的所有顶点、所有
边的闭路径。图G称为欧拉路径（Euler
walk），如果图G上有一条经过G 所有顶点、所有边的路径。
.
欧拉图与哈密顿图 1.1欧拉图与欧拉路径
✓ 定理8.11
.
欧拉图与哈密顿图 1.2 哈密顿图及哈密顿通路
➢ 定义8.20
无向图G称为哈密顿图（Hamilton graph），
如果G上有一条经过所有顶点的回路
（也称这一回路为哈密顿回路）。称无向图有哈密顿 通路(非哈密顿图)，如果G上有一条经过所有顶点的
.
欧拉图与哈密顿图 1.2 哈密顿图及哈密顿通路
➢ 定义8.21
图G称为可2-着色（2-chromatic），
如果可用两种颜色给G的所有顶点着色， 使每个顶点着一种颜色，而同一边的两端点 必须着不同颜色。
.
欧拉图与哈密顿图 1.2 哈密顿图及哈密顿通路
✓ 定理8.16
设图G是可2-着色的。如果G是哈密顿 图，那么着两种颜色的顶点数目相等；如 果G有哈密顿通路，那么着两种颜色的顶点 数目之差至多为一。
✓定理8.14
设图G为具有n个顶点的简单无向图，如果G的 每一对顶点的度数之和都不小于n – 1 ，那么G中有 一条哈密顿通路；如果G的每一对顶点的度数之和 不小于n，且n≥3，那么G为一哈密顿图。
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欧拉图与哈密顿图 1.2 哈密顿图及哈密顿通路
✓ 定理8.15
当n为不小于3的奇数时，
Kn上恰有 n 1 条互相均无任何公共边的 2
离散数学导论
.
欧拉图与哈密顿图 1.1欧拉图与欧拉路径
➢ 定义8.19
图G称为欧拉图（Euler graph），
如果图G上有一条经过G的所有顶点、所有
边的闭路径。图G称为欧拉路径（Euler
walk），如果图G上有一条经过G 所有顶点、所有边的路径。
.
欧拉图与哈密顿图 1.1欧拉图与欧拉路径
✓ 定理8.11
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欧拉图与哈密顿图 1.2 哈密顿图及哈密顿通路
➢ 定义8.20
无向图G称为哈密顿图（Hamilton graph），
如果G上有一条经过所有顶点的回路
（也称这一回路为哈密顿回路）。称无向图有哈密顿 通路(非哈密顿图)，如果G上有一条经过所有顶点的
欧拉图与哈密顿图演示文稿
欧拉回路: 通过图中所有边一次并且仅一次行遍所有顶点 的回路。
欧拉图: 具有欧拉回路的图; 半欧拉图:具有欧拉通路而无欧拉回路的图。
第6页，共40页。
举例
欧拉图
半欧拉图
无欧拉通路
欧拉图
无欧拉通路
无欧拉通路
第7页，共40页。
无向欧拉图的判定定理
定理15.1 无向图G是欧拉图当且仅当G是连通图，且G中没有奇度顶点。 定理15.2 无向图G是半欧拉图当且仅当G是连通的，且G中恰有两个奇度 顶点。
(3)是半哈密顿图。 (4)既不是哈密顿图，也不是半哈密顿图。
第24页，共40页。
定理15.6
定理15.6 设无向图G＝<V,E>是哈密顿图，对于任意V1V，且V1≠，均 有 p(G-V1)≤|V1| 其中，p(G-V1)为G-V1的连通分支数。
证明 设C为G中任意一条哈密顿回路， 易知，当V1中顶点在C上均不相邻时， p(C-V1)达到最大值|V1|， 而当V1中顶点在C上有彼此相邻的情况时， 均有p(C-V1)＜|V1|，所以有 p(C-V1)≤|V1|。 而C是G的生成子图，所以，有p(G-V1)≤p(C-V1)≤|V1|。
设图为G3。G3＝<V1,V2,E>，其中 V1＝{a,c,g,h,e}，V2＝{b,d,i,j,f}， G3中存在哈密顿回路。 如 abcdgihjefa， 所以G3是哈密顿图。
第28页，共40页。
例15.3的说明
哈密顿通路是经过图中所有顶点的一条初级通路。 哈密顿回路是经过图中所有顶点的初级回路。 对于二部图还能得出下面结论：
第17页，共40页。
求欧拉图中欧拉回路的算法
Fleury算法，能不走桥就不走桥
(1) 任取v0∈V(G)，令P0＝v0。 (2) 设Pi＝v0e1v1e2…eivi已经行遍，按下面方法来从
欧拉图: 具有欧拉回路的图; 半欧拉图:具有欧拉通路而无欧拉回路的图。
第6页，共40页。
举例
欧拉图
半欧拉图
无欧拉通路
欧拉图
无欧拉通路
无欧拉通路
第7页，共40页。
无向欧拉图的判定定理
定理15.1 无向图G是欧拉图当且仅当G是连通图，且G中没有奇度顶点。 定理15.2 无向图G是半欧拉图当且仅当G是连通的，且G中恰有两个奇度 顶点。
(3)是半哈密顿图。 (4)既不是哈密顿图，也不是半哈密顿图。
第24页，共40页。
定理15.6
定理15.6 设无向图G＝<V,E>是哈密顿图，对于任意V1V，且V1≠，均 有 p(G-V1)≤|V1| 其中，p(G-V1)为G-V1的连通分支数。
证明 设C为G中任意一条哈密顿回路， 易知，当V1中顶点在C上均不相邻时， p(C-V1)达到最大值|V1|， 而当V1中顶点在C上有彼此相邻的情况时， 均有p(C-V1)＜|V1|，所以有 p(C-V1)≤|V1|。 而C是G的生成子图，所以，有p(G-V1)≤p(C-V1)≤|V1|。
设图为G3。G3＝<V1,V2,E>，其中 V1＝{a,c,g,h,e}，V2＝{b,d,i,j,f}， G3中存在哈密顿回路。 如 abcdgihjefa， 所以G3是哈密顿图。
第28页，共40页。
例15.3的说明
哈密顿通路是经过图中所有顶点的一条初级通路。 哈密顿回路是经过图中所有顶点的初级回路。 对于二部图还能得出下面结论：
第17页，共40页。
求欧拉图中欧拉回路的算法
Fleury算法，能不走桥就不走桥
(1) 任取v0∈V(G)，令P0＝v0。 (2) 设Pi＝v0e1v1e2…eivi已经行遍，按下面方法来从
离散数学课件15欧拉图与哈密顿图
证明 若G是平凡图，结论显然成立。
下面设G为非平凡图，设G是m条边的n阶无 向图，
并设G的顶点集V＝{v1,v2,…,vn}。 必要性。因为G为欧拉图，所以G中存在欧 拉回路，
设C为G中任意一条欧拉回路，vi,vj∈V， v2i0,2v0/7j/都23 在C上，
定理15.1的证明
充分性。由于G为非平凡的连通图可知，G中边数 m≥1。
2020/7/23
半欧拉图的判定定理
定理15.2 无向图G是半欧拉图当且仅当G是连通的 ，且G中恰有两个奇度顶点。
证明 充分性。设G的两个奇度顶点分别为u0和v0， 对G加新边（u0,v0），得G ＝G∪(u0,v0)， 则G 是连通且无奇度顶点的图， 由定理15.1可知，G 为欧拉图， 因而存在欧拉回路C ，而C＝C -(u0,v0)为G中一 条欧拉通路， 所以G为半欧拉图。
并2行从020/7遍/C23 上G 的i中某的顶欧点拉vr回开路始C行遍i，，i＝每1遇,2,到…v,s*j，i，最就后
半欧拉图的判定定理
定理15.2 无向图G是半欧拉图当且仅当G是连通的 ，且G中恰有两个奇度顶点。
证明 必要性。设G是m条边的n阶无向图，因为G为 半欧拉图， 因而G中存在欧拉通路(但不存在欧拉回路)， 设Г＝vi0ej1vi1…vim-1ejmvim为G中一条欧拉通路， vi0≠vim。 v∈V(G)，若v不在Г的端点出现，显然d(v)为偶 数， 若v在端点出现过，则d(v)为奇数，
欧拉对物理力学、天文学、弹道学、航海学、建筑学、音 乐都有研究！有许多公式、定理、解法、函数、方程、常数等 是以欧拉名字命名的。欧拉写的数学教材在当时一直被当作标 准教程。19世纪伟大的数学家高斯曾说过“研究欧拉的著作永 远是了解数学的好方法”。欧拉还是数学符号发明者，他创设 的许多数学符号，例如π，i，e，sin，cos，tg，Σ，f (x)等等， 至今202沿0/7/2用3 。
下面设G为非平凡图，设G是m条边的n阶无 向图，
并设G的顶点集V＝{v1,v2,…,vn}。 必要性。因为G为欧拉图，所以G中存在欧 拉回路，
设C为G中任意一条欧拉回路，vi,vj∈V， v2i0,2v0/7j/都23 在C上，
定理15.1的证明
充分性。由于G为非平凡的连通图可知，G中边数 m≥1。
2020/7/23
半欧拉图的判定定理
定理15.2 无向图G是半欧拉图当且仅当G是连通的 ，且G中恰有两个奇度顶点。
证明 充分性。设G的两个奇度顶点分别为u0和v0， 对G加新边（u0,v0），得G ＝G∪(u0,v0)， 则G 是连通且无奇度顶点的图， 由定理15.1可知，G 为欧拉图， 因而存在欧拉回路C ，而C＝C -(u0,v0)为G中一 条欧拉通路， 所以G为半欧拉图。
并2行从020/7遍/C23 上G 的i中某的顶欧点拉vr回开路始C行遍i，，i＝每1遇,2,到…v,s*j，i，最就后
半欧拉图的判定定理
定理15.2 无向图G是半欧拉图当且仅当G是连通的 ，且G中恰有两个奇度顶点。
证明 必要性。设G是m条边的n阶无向图，因为G为 半欧拉图， 因而G中存在欧拉通路(但不存在欧拉回路)， 设Г＝vi0ej1vi1…vim-1ejmvim为G中一条欧拉通路， vi0≠vim。 v∈V(G)，若v不在Г的端点出现，显然d(v)为偶 数， 若v在端点出现过，则d(v)为奇数，
欧拉对物理力学、天文学、弹道学、航海学、建筑学、音 乐都有研究！有许多公式、定理、解法、函数、方程、常数等 是以欧拉名字命名的。欧拉写的数学教材在当时一直被当作标 准教程。19世纪伟大的数学家高斯曾说过“研究欧拉的著作永 远是了解数学的好方法”。欧拉还是数学符号发明者，他创设 的许多数学符号，例如π，i，e，sin，cos，tg，Σ，f (x)等等， 至今202沿0/7/2用3 。
欧拉图和哈密尔顿图
例 “一笔划”问题——G中有欧拉 通路
？
实例
上图中，(1) ,(4) 为欧拉图
中国邮递员问题-模型
数学模型：
构造无向权图G，以道路为边，路长为权 问题的解 ——G 中包含所有边的回路权最小，称为 最优回路(未必是简单回路)。 当G是欧拉图，则最优回路即欧拉回路。
周游世界的游戏
1859 哈密尔顿 “周游世界”游戏： 20个城市，每个城市恰游一次，回到出发地
例
a
10 12 9
从a出发的“较好的”回路 ， a
7
14Biblioteka b7 13 11d
6
c
8
e
5
b
14
a
c
5
6
8
长度：40
e
e
d
算法精度下限
设算法所得的回路长度为d， d0 是最小H_
回路的长度，G有n点，则
d / d0 ½ [ln(n)+1]+ ½
改进：
如果在已有回路中，W(vi,vj)+ W(vi+1,vj+1)< W(vi,vi+1)+ W(vj,vj+1),
货郎担/旅行推销员(TSP)问题：
在一个赋权的完全图中，找出一个具有最小权 的H_回路，也即回路边的权之和最小 对该赋权图上的边，满足三角不等式（距离不 等式） W(a,b) W(a,c) + W(c,b)
数学模型
构造无向带权图G， VG中的元素对应于每个城市， EG中每 个元素对应于城市之间的道路，道路长度用相应边的权表示。 则问题的解对应于G中包含所有边的权最小的哈密尔顿回路。 G是带权完全图，总共有n!/2条哈密尔顿回路。因此，问题 是如何从这n!/2条中找出最短的一条 eg：含20个顶点的完全图中不同的哈密尔顿回路有约6000万 亿条-(1.216451017)/2，若机械地检查，每秒处理10万条，需 2万年
欧拉图与哈密顿图
例15.3 在图15.6中给出的三个图都是 二部图。它们中的那些是哈密顿图？哪些 是半哈密顿图？为什么？ 解 在（1）中，易知互补顶点子集 V1={a,f},V2={b,c,d,e}。设此二部图为G1， 则G1=<V1,V2,E>. p(G1-V1)=4>|V1|=2，由 定理15.6及其推论可知，G1不是哈密顿 图，也不是半哈密顿图。
是在G'中存在u到v的路径Г2，显然Г1 与Г2边不重，这说明u,v处于Г1∪Г2 形成的简单回路上。
三、求欧拉图中欧拉回路的算法
设G为欧拉图，一般来说G中存 在若干条欧拉回路，下面介绍两种求 欧拉回路的算法。
1．Fleury算法，能不走桥就不走桥： （1）任取v0∈V(G)，令P0=v0. （2）设Pi=v0e1v1e2…eivi已经行遍， 按下面方法来从E(G)-{e1,e2,…,ei}中选 取ei+1： （a）ei+1与vi相关联； （b）除非无别的边可供行遍， 否则ei+1不应该为Gi=G-{e1,e2,…,ei}中的 桥。 （3）当（2）不能再进行时，算法停止。
p(C-V1)达到最大值|V1|，而当V1中顶点在C 上有彼此相邻的情况时，均有p(C-V1)<|V1|， 所以有p(C-V1)≤|V1|.而C是G的生成子图， 所以，有p(G-V1)≤p(C-V1)≤|V1|. 本定理的条件是哈密顿图的必要条件， 但不是充分条件。可以验证彼得松图（图 14.3中（1）所示）满足定理中的条件，但 它不是哈密顿图。当然，若一个图不满足 定理中的条件，它一定不是哈密顿图。
2．逐步插入回路法 设G为n阶无向欧拉图，V(G)={v1,v2,…,vn}， 求G中欧拉回路的逐步插入回路法的算法如下： 开始 i←0，v*=v1，v=v1，P0=v1， G0=G. 1．在Gi中任取一条与V关联的边 e=(v,v')，将e及v’加入到Pi中得到Pi+1. 2．若v '=v*，转3，否则i←i+1,v=v' ， 转1.
第十五章欧拉图与哈密顿图
具有哈密顿回路的图称为半哈密顿图。平 凡图是哈密顿图。
图中所示的三个无向图都有哈密顿回路， 所以都是哈密顿图。有向图中，（）具有哈 密顿回路，因而它是哈密顿图。（）只有哈 密顿通路，但无哈密顿回路，因而它是半哈 密顿图，而（）中既无哈密顿回路，也没有 哈密顿通路，因而不是哈密顿图，也不是半 哈密顿图。
∈()，若不在Г的端点出现，显然 ()为偶数，若在端点出现过，则()为 奇数，因为Г只有两个端点且不同，因而 中只有两个奇数顶点。另外，的连通 性是显然的。
充分性: 设的两个奇度顶点分别 为 和，对加新边（），
得' ∪()，则'是连通且无奇度 顶点 的图，由定理可知，‘为欧拉 图，因而存在欧拉回路'，而' () 为中一条欧拉通路，所以为半欧拉图。
图
由定理立即可知，图()图 为欧拉图，本图既可以看成圈， ，，之并（为 清晰起见，将个圈画在（）中），也 可看成圈与圈 之并（两个圈画在（）中）。将（） 分解成若干个边不重的圈的并不是（） 图特有的性质，任何欧拉图都有这个性 质。
定理 是非平凡的欧拉图当且仅 当是连通的且为若干个边不重的圈的并。
证 读者用定理证明。
下面给出一些哈密顿图和半哈密顿图 的充分条件。
定理 设是阶无向简单图，若对
于中任意不相邻的顶点，均有
()()≥
()
则中存在哈密顿通路。
证： 首先证明是连通图。否则至少 有两个连通分支，设是阶数为 的两个连通分支，设∈()，∈()， 因为是简单图，所以 ()()
()()≤≤
这与（）矛盾所以必为连通图。
可以证明，当算法停止时所得简单回路 …()为中一条欧拉回路。
例 图()是给定的欧拉图。某人用算法 求中的欧拉回路时， 走了简单回路 之 后(观看他的错误走法)，无法行遍了，试 分析在哪步他犯了错误?
欧拉图于哈密顿图
§15.1 欧拉图
一、历史背景－－哥尼斯堡七桥问题
}
1
二、定义 欧拉通路 (欧拉迹) ——通过图中每条边一次 且仅一次，并且过每一顶点的通路。 欧拉回路 (欧拉闭迹) ——通过图中每条边一次 且仅一次，并且过每一顶点的回路。 欧拉图 ——存在欧拉回路的图。
}
2
三、无向图是否具有欧拉通路或回路的判定
(3) 具有哈密尔顿回路而没有欧拉回路，
解：
(4) 既没有欧拉回路，也没有哈密尔顿回路。
解：
}
14
作业
习题十五 2、11、14、15、20
}
15
余顶点的入度均等于出度， 这两个特殊的顶点中，一个 顶点的入度比出度大1，另一 个顶点的入度比出度小1。
D 有欧拉回路( D为欧拉图) D 连通， D 中所有
顶点的入度等于出度。
}
6
例3、判断以下有向图是否欧拉图。
}
7
§15.2 哈密尔顿图
一、问题的提出
1859年，英国数学家哈密尔顿，周游世界游戏。
(2)
解：是哈密尔顿图，
存在哈密尔顿回路和通路。
}
11
例1、判断下图是否具有哈密尔顿回路，通路。
(3)
解：不存在哈密尔顿回路，
也不存在哈密尔顿通路。
}
12
例2、画一个无向图，使它
(1) 具有欧拉回路和哈密尔顿回路，
解：
(2) 具有欧拉回路而没有哈密尔顿回路， 解：
}
13
例2、画一个无向图，使它
G 中只有两个奇度 G 有欧拉通路 G 连通，
顶点(它们分别是欧拉通路的
两个端点)。
G有欧拉回路( G为欧拉图) G 连通， G 中均
一、历史背景－－哥尼斯堡七桥问题
}
1
二、定义 欧拉通路 (欧拉迹) ——通过图中每条边一次 且仅一次，并且过每一顶点的通路。 欧拉回路 (欧拉闭迹) ——通过图中每条边一次 且仅一次，并且过每一顶点的回路。 欧拉图 ——存在欧拉回路的图。
}
2
三、无向图是否具有欧拉通路或回路的判定
(3) 具有哈密尔顿回路而没有欧拉回路，
解：
(4) 既没有欧拉回路，也没有哈密尔顿回路。
解：
}
14
作业
习题十五 2、11、14、15、20
}
15
余顶点的入度均等于出度， 这两个特殊的顶点中，一个 顶点的入度比出度大1，另一 个顶点的入度比出度小1。
D 有欧拉回路( D为欧拉图) D 连通， D 中所有
顶点的入度等于出度。
}
6
例3、判断以下有向图是否欧拉图。
}
7
§15.2 哈密尔顿图
一、问题的提出
1859年，英国数学家哈密尔顿，周游世界游戏。
(2)
解：是哈密尔顿图，
存在哈密尔顿回路和通路。
}
11
例1、判断下图是否具有哈密尔顿回路，通路。
(3)
解：不存在哈密尔顿回路，
也不存在哈密尔顿通路。
}
12
例2、画一个无向图，使它
(1) 具有欧拉回路和哈密尔顿回路，
解：
(2) 具有欧拉回路而没有哈密尔顿回路， 解：
}
13
例2、画一个无向图，使它
G 中只有两个奇度 G 有欧拉通路 G 连通，
顶点(它们分别是欧拉通路的
两个端点)。
G有欧拉回路( G为欧拉图) G 连通， G 中均
第十五章 欧拉图与哈密顿图
长度大于或等于3的圈，设C为G中一个圈，
删除C上的全部边，得G的生成子图G'，
, G2 , 设G'有s个连通分支 G1
公共顶点为，i=1, 2, … , s.
, 每个连通分支 , Gs
至多有k条边，且无奇度顶点，并且设G'i与C的
, G2 , 由归纳假设可知， G1
, 都是欧拉图， , Gs
并设G的顶点集 V={v1, v2, … , vn }.
必要性. 因为G为欧拉图，所以G中存在欧拉回路， 设C为G中任意一条欧拉回路， vi , vj ∈V，
vi, vj都在C上，因而vi , vj 连通，所以G为 连通图.
又vi∈V，vi在C上每出现一次获得2度，
若出现k次就获得2k 度，即d(vi)=2k .
点的入度都等于出度.
Байду номын сангаас
由定理15.3和15.4立即可知，图15.1中所示3个
有向图中只有（4）是欧拉图，没有半欧拉图.
图15.1
由定理15.1立即可知，图15.3(1)图为欧拉图.
图15.3
本图既可以看成圈
v1v2v8v1 , v2v3v4v2 , v4v5v6v4 , v6v7v8v6 之并(为清晰起见，
vim -1e jm vim为G中一条欧拉
vi 0 vim . v V (G ), 若v不在Г的端点出现， 通路，
显然d(v)为偶数，若v在端点出现过，则d(v)为奇数，
因为Г只有两个端点且不同，因而G中只有两个
奇数顶点. 另外，G的连通性是显然的.
充分性. 设G的两个奇度顶点分别为u0和v0，对G加 新边（u0, v0），得G ' =G∪(u0,v0)，则G '是 连通且无奇度顶点的图，由定理15.1可知，G ' 为欧拉图，因而存在欧拉回路C ' ，而
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(续…)
15.1 欧拉图
(…接)
5
由归纳假设可知: G’1, G’2, …, G’s都是欧拉图, 因此, 都存 在欧拉回路C’i(i = 1..s)。 现在将C还原(即将删除的边重新加上), 并从C上的某顶点 vr开始进行遍历, 每遇到vji*, 就行遍G’i中的欧拉回路 C’i(i=1..s), 最后, 回到vr, 得回路C”: vr… vj1* … vj1* … vj2* … vj2* … vjs* … vjs* … vr。 此回路C”经过G中每条边一次且仅一次。因此, C”是G中 的欧拉回路(如右下图所示)。 故, G为欧拉图。
14
15.1 欧拉图
15
例15.2 下图(a)是给定的欧拉图G。有人用Fleury算法求G中 欧拉回路时, 获得简单回路: v2e2v3e3v4e14v9e10v2 e1v1e8v8e9v2之后, 无法遍历了, 试分析在哪步他犯了 错误?
解 此人行遍v8时犯 了 “能不走桥就不走 桥”的错误, 因此, 无 法获得欧拉回路。 当走到v8时, G - { e2, e3, e14, e10, e1, e8 }为图(b)所示。 此时e9为该图中的桥, 而e7,e11均不是桥, 因此不应选e9, 而应选 e7或e11, 所以, 在选择边时犯了错误。 注意, 在行遍历图时, 在v3遇到桥e3, v1处遇到桥e8, 但当时除桥 外他无别的边可走, 所以, 此时只能选择桥, 这不是犯错误。
1
第十五章 欧拉图与哈密顿图
15.1 欧拉图 15.2 哈密顿图 15.3 最短路问题与货郎担问题
15.1 欧拉图
定义15.1 包含图中所有边仅一次的通路称为欧拉通路; 包含图中所有边仅一次的回路称为欧拉回路; 具有欧拉回路的图称为欧拉图(Euler Graph); 具有欧拉通路, 但无欧拉回路的图称为半欧拉图。 规定: 平凡图(N1)是欧拉图。 图(a)是欧拉图, e1e2e3e4e5是欧拉回路 图(b)是半欧拉图, e1e2e3e4e5是欧拉通 路, 但不存在欧拉回路 图(c)不是欧拉图, 也不是半欧拉图, 其 既没有欧拉回路, 也没有欧拉通路 图(d)是欧拉图, e1e2e3e4是欧拉回路 图(e)和(f)中既没有欧拉回路, 也没有欧 拉通路
15.1 欧拉图
由定理15.3和15.4可知: 有向图(d)是欧拉图 图(e)和(f)没有半欧拉图
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15.1 欧拉图
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由定理15.1可知: 下图(a)图为欧拉图, 本图既可以看成由 圈v1v2v8v1, v2v3v4v2, v4v5v6v4和v6v7v8v6之并(如图(b)), 也可 看成圈v1v2v3v4v5v6v7v8v1与v2v4v6v8v2之并(如图(c))。
将图(a)分解成若干个边不重的圈, 并不是图(a)特有的性 质, 任何欧拉图都有这个性质。
15.1 欧拉图
定理15.5 G是非平凡的欧拉图, 当且仅当G是连通的, 且是若 干个边不重的圈之并。 可用归纳法证明之。
例15.1 设G是非平凡的且非环的欧拉图, 证明: (1) (G) 2 (2) u, v V(G), 都有包含u和v的简单回路
(续…)
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15.1 欧拉图
(…接) 2). 充分性 由G为非平凡的连通图可知: G中边数m 1。对m作归纳。
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(1) m = 1时, 由G的连通性和无奇度顶点可知: G只能是一个环, 因此, G为欧拉图。 (2) 设m k(k 1)时, 结论成立．要证明m = K+1时, 结论也成 立。 由G的连通性和无奇度顶点可知: (G) 2。 用扩大路径法可以证明G中存在长度大于或等于3的圈。 设C为G中一个圈, 删除C上的全部边, 得G的生成子图G’。 设G’有s个连通分支G’1, G’2, …, G’s, 每个连通分支至多有k条 边, 且无奇度顶点, 并且设G’i与C的公共顶点为vji*(i = 1..s)。
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15.1 欧拉图
定理15.2 无向图G是半欧拉图, 当且仅当G是连通的, 且G中 恰有两个奇度顶点。 证 1). 必要性
设G是m条边的n阶无向图。
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因为G为半欧拉图, 因而G中存在欧拉通路(但不存在欧拉回路)。 设 = vi0ej1vi1…vim-1ejmvim为G中一条欧拉通路, vi0 vim。显 然, G是连通性。 v V(G): 若v不在的端点出现, 显然d(v)为偶数 若v在端点出现过, 则d(v)为奇数 因为只有两个端点不同, 因此, G中只有两个奇数顶点。 (续…)
15.2 哈密顿图
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定理15.6 设哈密顿图G = <V, E>, 对于V1 V, 且V1 , 均 有: p(G - V1) |V1|, 其中, p(G - V1)为G-V1的连通 分支数。 证 假设: C为G中的一条哈密顿回路。 当V1中顶点在C上均不相邻时, p(C-V1)达到最大值|V1|; 当V1中顶点在C上有彼此相邻的情况时, 均有: p(C-V1) < |V1|。 所以, 有: p(C-V1) |V1|。 又C是G的生成子图, 所以, 有: p(G-V1) p(C-V1) |V1|。
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(1) 由定理15.5可知: e E(G), 存在圈C: e在C中。 因此, p(G-e) = p(G), 所以, e不是桥。 由e的任意性可知: (G) 2, 即G是2边-连通图。 (2) u, vV(G), u v 由G的连通性可知: u和v之间必存在路径1。 设G’ = G - E(1), 则在G’中u与v还必连通, 否则, u与v必处于G’的不 同的连通分支中, 这说明1中存在G中的桥, 这与(1)矛盾。 于是, 在G’中存在u到v的路径2, 显然1与2边不重, 这说明: u和v处 于由1∪2形成的简单回路上。 证
15.2 哈密顿图
定义15.2 经过图中所有顶点仅一次的通路称为哈密顿通路; 经过图中所有顶点仅一次的回路称为哈密顿回路; 具有哈密顿回路的图称为哈密顿图(Hamiltonian Graph), 平凡图是哈密顿图; 具有哈密顿通路, 但不具有哈密顿回路的图称为半 哈密顿图。
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图(a)、(b)和(c)都有哈密顿回路, 它们 都是哈密顿图 图(d)具有哈密顿回路, 它是哈密顿图 图(e)只有哈密顿通路, 但无哈密顿回路, 它是半哈密顿图 图(f)既无哈密顿回路, 也没有哈密顿通 路, 它不是哈密顿图, 也不是半哈密顿图。
15.2 哈密顿图
例15.3 在下图中给出的三个图都是二部图。问: 哪些是哈密 顿图？哪些是半哈密顿图？为什么？
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解 图(a)中, 子集V1 = { a, f }和V2 = { b, c, d, e }是互补的。 设此二部图为G1, 则G1 = <V1, V2, E>, p(G1-V1) = 4 > |V1| = 2。 由定理15.6和其推论可知: G1不是哈密顿图, 也不是半哈密顿图。 图(b)为G2 = <V1, V2, E>, 其中V1 = { a, g, h, i, c }, V2 = { b, e, f, j, k, d}, 显然, p(G2-V1) = |V2| = 6 > |V1| = 5。 由定理15.6可知: G2不是哈密顿图, 但G2是半哈密顿图, baegjckhfid是G2一条 哈密顿通路。 图(c)为G3 = <V1, V2, E>, 其中V1 = { a, c, g, h, e }, V2 = { b, d, i, j, f } G3中存在哈密顿回路, 如: abcdgihjefa, 所以, G3是哈密顿图。
15.2 哈密顿图
定理15.6的条件是哈密顿图的必要条 件, 不是充分条件。可以验证右图(彼得松 图)满足该定理的条件, 但它不是哈密顿图。 若一个图不满足定理中的条件, 那它 一定不是哈密顿图。
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推论 设半哈密顿图G = <V, E>, 对于任意V1 V, 且V1 , 均 有: p(G-V1) |V1|+1。 证 设P是G中起于u终于v的哈密顿通路。 令G’ = G∪(u, v)(在G的顶点u,v之间加新边)。 显然, G’为哈密顿图。 由定理15.6可知: p(G’-V1) |V1|。 于是, 有: p(G-V1) = p(G’-V1-(u,v)) p(G’-V1)+1 |V1|+1。
5.1 欧拉图
设G为欧拉图, 通常情况下, G中存在若干条欧拉回路。 下面介绍两种求欧拉回路的算法。 1．Fleury算法 (1) 任取v0V(G), 令P0=v0 (2) 设Pi = v0e1v1e2…eivi已经遍历, 按下面方法从 E(G) - { e1, e2, …, ei }中选取ei+1: ei+1与vi相关联 ei+1不应取Gi = G - { e1, e2, …, ei }中的桥, 除非无 其它边可供行遍 (3) 重复步骤(2), 直到步骤(2)不能再进行为止。 可证明: 当算法停止时, 所得简单回路Pm = v0e1v1 e2 … emvm(vm=v0)为G中一条欧拉回路。
15.1 欧拉图
由定理15.2可知: 图(b)是半欧拉图 图(c)不是半欧拉图
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定理15.3 有向图D是欧拉图, 当且仅当D是强连通的, 且每个 顶点的入度都等于出度。 本定理的证明类似于定理15.1。 定理15.4 有向图D是半欧拉图, 当且仅当D是单向连通的, 且 D中恰有两个奇度顶点, 其中一个的入度比出度大1, 另一个的出度比入度大1, 而其余顶点的入度都等于 出度。 本定理的证明从略。
15.1 欧拉图
定理15.2 无向图G是半欧拉图, 当且仅当G是连通的, 且G中 恰有两个奇度顶点。
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(…接) 2). 充分性 设G的两个奇度顶点分别为u0和v0。 对G加新边(u0, v0), 得G’ = G∪(u0, v0), 则G’是连通的且 无奇度顶点的图。 由定理15.1可知: G’为欧拉图。 因此, 存在欧拉回路C, 于是, C - (u0, v0)为G中一条欧拉 通路。 所以, G为半欧拉图。