欧拉图和哈密尔顿图精
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图论讲义第4章-欧拉图与hamilton图
[1] E. Lucas，Récréations Mathématiques IV, Paris, 1921.
Fleury 算法的步骤如下：
输入：欧拉图 G 输出：G 的欧拉闭迹。
step1. 任取 v0 ∈V (G) ，令 w0 := v0 ， i := 0 。 step2. 设迹 wi = v0e1v1 eivi 已取定。从 E \ {e1, e2 , , ei }中选取一条边 ei+1 ，使得 （1） ei+1 和 vi 相关联； （2） ei+1 不选 Gi = G \ {e1, e2 , , ei }的割边，除非没有别的选择。
个顶点都是偶度顶点。从而 G +e 有 Euler 闭迹。故 G 有 Euler 迹。证毕。
一个图 G 如果有一条欧拉迹或欧拉闭迹，则我们可以沿着欧拉迹或欧拉闭迹连续而不 重复地把 G 的边画完。因此存在欧拉迹或欧拉闭迹的图通常称为可一笔画的图，或者说它 可一笔画成。如果图 G 可分解为两条迹或闭迹的并，则 G 的边可用两笔不重复地画完。同 样地，如果图 G 可分解为 k 条迹或闭迹的并，则 G 可 k 笔画成。
获得 2k 个同类 u−v 迹。这种分类构成一个等价关系，因此形成了对有重复点的 u−v 迹集合
的划分。划分出的每一个等价类有偶数个条 u−v 路。这说明有重复点的 u−v 迹总共有偶数条。
有以上两方面知， G′ = G − e 中共有奇数条顶点不重复的 u−v 迹（即 u−v 路），因此，
G 中共有奇数个含有边 e 的圈。
step3. 当 step2 不能再执行时，停止。
定理 4.1.3 若 G 是 Euler 图，则 Fleury 算法终止时得到的是 G 的 Euler 闭迹。
Fleury 算法的步骤如下：
输入：欧拉图 G 输出：G 的欧拉闭迹。
step1. 任取 v0 ∈V (G) ，令 w0 := v0 ， i := 0 。 step2. 设迹 wi = v0e1v1 eivi 已取定。从 E \ {e1, e2 , , ei }中选取一条边 ei+1 ，使得 （1） ei+1 和 vi 相关联； （2） ei+1 不选 Gi = G \ {e1, e2 , , ei }的割边，除非没有别的选择。
个顶点都是偶度顶点。从而 G +e 有 Euler 闭迹。故 G 有 Euler 迹。证毕。
一个图 G 如果有一条欧拉迹或欧拉闭迹，则我们可以沿着欧拉迹或欧拉闭迹连续而不 重复地把 G 的边画完。因此存在欧拉迹或欧拉闭迹的图通常称为可一笔画的图，或者说它 可一笔画成。如果图 G 可分解为两条迹或闭迹的并，则 G 的边可用两笔不重复地画完。同 样地，如果图 G 可分解为 k 条迹或闭迹的并，则 G 可 k 笔画成。
获得 2k 个同类 u−v 迹。这种分类构成一个等价关系，因此形成了对有重复点的 u−v 迹集合
的划分。划分出的每一个等价类有偶数个条 u−v 路。这说明有重复点的 u−v 迹总共有偶数条。
有以上两方面知， G′ = G − e 中共有奇数条顶点不重复的 u−v 迹（即 u−v 路），因此，
G 中共有奇数个含有边 e 的圈。
step3. 当 step2 不能再执行时，停止。
定理 4.1.3 若 G 是 Euler 图，则 Fleury 算法终止时得到的是 G 的 Euler 闭迹。
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
概率论-第二十一讲--欧拉图与哈密尔顿图(略)
16
二、哈密尔顿图
例5. 证明下图中没有汉密尔顿路径。 图中，3个顶点标记为A，5个顶点 A 标记为B，相差2个，不可能存在 一条汉密尔顿路径。 B B 如果在标记过程中，遇到相邻结 点出现相同标记时，如果有一个 结点的度数为2，可在此对应边上 A A 增加一个结点，并标上相异标 A 记。 B B B B B
11
二、哈密尔顿图
定理3：若无向图G=<V,E>是哈密尔顿图， V1是V的任意非空 真子集，则 ω(G- V1)≤| V1 |。 证明：设C是G的一条哈密尔顿回路，对于V的每个非空真子集 V1有：ω(C-V1) ≤|V1|
ω(C- V1)是C删去V1中所有顶点及关联的边后所得图
的连通分支数。 又因为C - V1是G - V1的生成子图，故有
13
二、哈密尔顿图
定义3：若无向图G＝<V,E>的顶点集合V可以划分成两个子集X 和Y，使G中的每一条边e的一个端点在X中，另一个端点 在Y中，则称G为二部图或偶图。二部图可记为 G＝<X,E,Y>，X和Y称为互补结点子集。 二部图不会有自回路。
14
二、哈密尔顿图
定理4：设二部图G=<X, E, Y>，设|X|=m，|Y|=n。若m≠n，则G 必不是汉密尔顿图。 证明：方法1. 用汉密尔顿图的性质证明。 因为|X|≠|Y|，不妨设|X|<|Y|。 显然有ω(G-X)=|Y|>|X|， 这与汉密尔顿图的必要条件ω(G-X)≤|X|矛盾。 因此G必不是汉密尔顿图。
定理2：一个有向连通图具有欧拉路径，当且仅当它 的每个顶点的引入次数等于引出次数，可能 有两个顶点除外，其中一个的引入次数比它 的引出次数大1，另一个的引入次数比它的 引出次数小1。 推论： 一个有向连通图具有欧拉回路，当且仅当它 的每个顶点的引入次数等于引出次数。
二、哈密尔顿图
例5. 证明下图中没有汉密尔顿路径。 图中，3个顶点标记为A，5个顶点 A 标记为B，相差2个，不可能存在 一条汉密尔顿路径。 B B 如果在标记过程中，遇到相邻结 点出现相同标记时，如果有一个 结点的度数为2，可在此对应边上 A A 增加一个结点，并标上相异标 A 记。 B B B B B
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二、哈密尔顿图
定理3：若无向图G=<V,E>是哈密尔顿图， V1是V的任意非空 真子集，则 ω(G- V1)≤| V1 |。 证明：设C是G的一条哈密尔顿回路，对于V的每个非空真子集 V1有：ω(C-V1) ≤|V1|
ω(C- V1)是C删去V1中所有顶点及关联的边后所得图
的连通分支数。 又因为C - V1是G - V1的生成子图，故有
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二、哈密尔顿图
定义3：若无向图G＝<V,E>的顶点集合V可以划分成两个子集X 和Y，使G中的每一条边e的一个端点在X中，另一个端点 在Y中，则称G为二部图或偶图。二部图可记为 G＝<X,E,Y>，X和Y称为互补结点子集。 二部图不会有自回路。
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二、哈密尔顿图
定理4：设二部图G=<X, E, Y>，设|X|=m，|Y|=n。若m≠n，则G 必不是汉密尔顿图。 证明：方法1. 用汉密尔顿图的性质证明。 因为|X|≠|Y|，不妨设|X|<|Y|。 显然有ω(G-X)=|Y|>|X|， 这与汉密尔顿图的必要条件ω(G-X)≤|X|矛盾。 因此G必不是汉密尔顿图。
定理2：一个有向连通图具有欧拉路径，当且仅当它 的每个顶点的引入次数等于引出次数，可能 有两个顶点除外，其中一个的引入次数比它 的引出次数大1，另一个的引入次数比它的 引出次数小1。 推论： 一个有向连通图具有欧拉回路，当且仅当它 的每个顶点的引入次数等于引出次数。
欧拉图和哈密而顿图
17
15.欧拉图与哈密顿图 欧拉图与哈密顿图
15.2 哈密顿图
证明： 证明： 是图的一条哈密尔顿回路， 设 C是图的一条哈密尔顿回路， 则对于 的任一 是图的一条哈密尔顿回路 则对于V的任一 非空真子集S可知 可知： 非空真子集 可知： w(C-S) ≤|S| w(C-S)表示 删去 顶点集后得到的图的连通分 表示C删去 表示 删去S顶点集后得到的图的连通分 图的个数。由于G是由 和一些不在C中的边构 是由C和一些不在 图的个数。由于 是由 和一些不在 中的边构 成的， 的生成子图， 成的，C-S是G-S的生成子图，所以 是 的生成子图 w(G-S) ≤ w(C-S) ≤|S|
11
15.欧拉图与哈密顿图 欧拉图与哈密顿图
15.1 欧拉图
定理15.5 G是非平凡的欧拉图当且仅当 是连通 是非平凡的欧拉图当且仅当G是连通 定理 是非平凡的欧拉图当且仅当 的且为若干个边不重的圈的并。 的且为若干个边不重的圈的并。
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15.欧拉图与哈密顿图 欧拉图与哈密顿图
15.1 欧拉图
Fleury算法： 算法： 算法 1) 任取 0∈V(G)，令P0=v0; 任取v ， 2) 设 Pi=v0e1v1e2…eivi 已经行遍 ， 按下面方法 来从E(G)-{e1,e2…ei}中选取 i+1： 中选取e 来从 中选取
4
15.欧拉图与哈密顿图 欧拉图与哈密顿图
15.1 欧拉图 现从G’中取二个顶点 中取二个顶点v 现从 中取二个顶点 i和vj，且vi和vj没有直接联 之间加一根联线变为图G， 现在v 线，现在 i和vj之间加一根联线变为图 ，则变 为奇数点，则从v 一定存在一条欧拉通路 通路。 为奇数点，则从 i到vj一定存在一条欧拉通路。
欧拉图和哈密尔顿图
（b）中去掉结点u1和u2以后，p（G–{ u1，u2}）=3， 由此 可以判定，这两个图都不是哈密尔顿图。
用正十二面体代表地球。游戏题的内容是：沿着正十二面体的棱寻
找一条旅行路线，通过每个城市恰好一次又回到出发城市。这便是 Hamilton回路问题。
欧拉回路是指不重复地走过所有路 径的回路，而哈密尔顿环是指不重复地
走过所有的点，并且最后还能回到起点的回 路
哈密尔顿图
定义：通过图G的每个结点一次且仅一次的环称为哈密尔顿环。 具有哈密尔顿环的图称为哈密尔顿图。通过图G的每个结点一次 且仅一次的开路称为哈密尔顿路。具有哈密尔顿路的图称为半哈 密尔顿图。
解一
a
a：说英语； b：说英语或西班牙语； C: 说英语,意大利语和俄语； d：说日语和西班牙语 e：说德语和意大利语； f：说法语、日语和俄语； g：说法语和德语.
b
d
c
e g
f
解 设7个人为7个结点, 将两个懂同一语言的人之间连一条边 (即他们能直接交谈), 这样就得到一个简单图G, 问题就转化为 G是否连通. 如图所示, 因为G的任意两个结点是连通的, 所以 G是连通图. 因此, 上述7个人中任意两个人能交谈.
欧拉图算法
int main() { memset(g,0,sizeof(g)); cin >> n >> e; for (i = 1; i <= e; i++) { cin >> x >> y; g[y][x] = g[x][y] = 1; du[x]++; //统计每个点的度 du[y]++; } start = 1; // 如果有奇点，就从奇点开始寻找，这样找到的就是 for (i = 1; i <= n; i++) // 欧拉路。没有奇点就从任意点开始， if (du[i]%2 == 1) // 这样找到的就是欧拉回路。(因为每一个点都是偶点) start = i; circuitpos = 0; find_circuit(start); for (i = 1; i <= circuitpos; i++) cout << circuit[i] << ' '; cout << endl; return 0; }
欧拉图和哈密尔顿图
欧拉回路是指不重复地走过所有路 径的回路，而哈密尔顿环是指不重复地
走过所有的点，并且最后还能回到起点的回 路
哈密尔顿图
定义：通过图G的每个结点一次且仅一次的环称为哈密尔顿环。具 有哈密尔顿环的图称为哈密尔顿图。通过图G的每个结点一次且仅 一次的开路称为哈密尔顿路。具有哈密尔顿路的图称为半哈密尔 顿图。
f：说法语、日语和俄语；
g：说法语和德语.
c f
g
解 设7个人为7个结点, 将两个懂同一语言的人之间连一条边
(即他们能直接交谈), 这样就得到一个简单图G, 问题就转化为
G是否连通. 如图所示, 因为G的任意两个结点是连通的, 所以
G是连通图. 因此, 上述7个人中任意两个人能交谈.
解二
c
英
意
e
a
例
半哈密尔顿图
哈密尔顿图 哈密尔顿图
N
周游世界的游戏——的解
哈密顿图
哈密顿图
无哈密顿 通路
哈密顿图
存在哈密 顿通路
实例
在上图中， (1),(2) 是哈密顿图;
实例
已知有关人员a, b, c, d, e, f, g 的有关信息
a：说英语；
b：说英语或西班牙语；
c；说英语，意大利语和俄语；
a：说英语； b：说英语或西班牙语；
英
德
c；说英语，意大利 语和俄语；
b
g
d：说日语和西班牙语 e：说德语和意大利语； f：说法语、日语和俄语； g：说法语和德语.
西
d
日
法
f
如果题目改为：试问这7个人应如何安排座位, 才能使每个人都能与
他身边的人交谈？
解：用结点表示人，用边表示连接的两个人能说讲一种语言，够造
走过所有的点，并且最后还能回到起点的回 路
哈密尔顿图
定义：通过图G的每个结点一次且仅一次的环称为哈密尔顿环。具 有哈密尔顿环的图称为哈密尔顿图。通过图G的每个结点一次且仅 一次的开路称为哈密尔顿路。具有哈密尔顿路的图称为半哈密尔 顿图。
f：说法语、日语和俄语；
g：说法语和德语.
c f
g
解 设7个人为7个结点, 将两个懂同一语言的人之间连一条边
(即他们能直接交谈), 这样就得到一个简单图G, 问题就转化为
G是否连通. 如图所示, 因为G的任意两个结点是连通的, 所以
G是连通图. 因此, 上述7个人中任意两个人能交谈.
解二
c
英
意
e
a
例
半哈密尔顿图
哈密尔顿图 哈密尔顿图
N
周游世界的游戏——的解
哈密顿图
哈密顿图
无哈密顿 通路
哈密顿图
存在哈密 顿通路
实例
在上图中， (1),(2) 是哈密顿图;
实例
已知有关人员a, b, c, d, e, f, g 的有关信息
a：说英语；
b：说英语或西班牙语；
c；说英语，意大利语和俄语；
a：说英语； b：说英语或西班牙语；
英
德
c；说英语，意大利 语和俄语；
b
g
d：说日语和西班牙语 e：说德语和意大利语； f：说法语、日语和俄语； g：说法语和德语.
西
d
日
法
f
如果题目改为：试问这7个人应如何安排座位, 才能使每个人都能与
他身边的人交谈？
解：用结点表示人，用边表示连接的两个人能说讲一种语言，够造
离散数学--第十五章 欧拉图和哈密顿图
13
实例
在上图中， (1),(2) 是哈密顿图; (3)是半哈密顿图; (4)既不是哈密顿图，也不是半哈密顿图，为什么？
14
无向哈密顿图的一个必要条件
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(GV1) |V1|
证 设C为G中一条哈密顿回路。
当V1顶点在C上均不相邻时， p(CV1)达到最大值|V1|，
求图中1所示带权图k29主要内容欧拉通路欧拉回路欧拉图半欧拉图及其判别法哈密顿通路哈密顿回路哈密顿图半哈密顿图带权图货郎担问题基本要求深刻理解欧拉图半欧拉图的定义及判别定理深刻理解哈密顿图半哈密顿图的定义
第十五章 欧拉图与哈密顿图
主要内容
➢ 欧拉图 ➢ 哈密顿图 ➢ 带权图与货郎担问题
1
15.1 欧拉图
大时，计算量惊人地大
27
例6 求图中(1) 所示带权图K4中最短哈密顿回路.
(1)
(2)
解 C1= a b c d a,
W(C1)=10
C2= a b d c a,
W(C2)=11
C3= a c b d a,
W(C3)=9
可见C3
(见图中(2))
是最短的，其权为9. 28
第十五章 习题课
主要内容 欧拉通路、欧拉回路、欧拉图、半欧拉图及其判别法 哈密顿通路、哈密顿回路、哈密顿图、半哈密顿图 带权图、货郎担问题
点.
由vi 的任意性，结论为真. 充分性 对边数m做归纳法（第二数学归纳法）. (1) m=1时，G为一个环，则G为欧拉图. (2) 设mk（k1）时结论为真，m=k+1时如下证明：
5
从以上证明不难看出：欧拉图是若干个边不重的圈之 并，见示意图3.
实例
在上图中， (1),(2) 是哈密顿图; (3)是半哈密顿图; (4)既不是哈密顿图，也不是半哈密顿图，为什么？
14
无向哈密顿图的一个必要条件
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(GV1) |V1|
证 设C为G中一条哈密顿回路。
当V1顶点在C上均不相邻时， p(CV1)达到最大值|V1|，
求图中1所示带权图k29主要内容欧拉通路欧拉回路欧拉图半欧拉图及其判别法哈密顿通路哈密顿回路哈密顿图半哈密顿图带权图货郎担问题基本要求深刻理解欧拉图半欧拉图的定义及判别定理深刻理解哈密顿图半哈密顿图的定义
第十五章 欧拉图与哈密顿图
主要内容
➢ 欧拉图 ➢ 哈密顿图 ➢ 带权图与货郎担问题
1
15.1 欧拉图
大时，计算量惊人地大
27
例6 求图中(1) 所示带权图K4中最短哈密顿回路.
(1)
(2)
解 C1= a b c d a,
W(C1)=10
C2= a b d c a,
W(C2)=11
C3= a c b d a,
W(C3)=9
可见C3
(见图中(2))
是最短的，其权为9. 28
第十五章 习题课
主要内容 欧拉通路、欧拉回路、欧拉图、半欧拉图及其判别法 哈密顿通路、哈密顿回路、哈密顿图、半哈密顿图 带权图、货郎担问题
点.
由vi 的任意性，结论为真. 充分性 对边数m做归纳法（第二数学归纳法）. (1) m=1时，G为一个环，则G为欧拉图. (2) 设mk（k1）时结论为真，m=k+1时如下证明：
5
从以上证明不难看出：欧拉图是若干个边不重的圈之 并，见示意图3.
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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。 若G不是欧拉图，则通过加边来消除G中的奇度顶点，
要求使加边得到的欧拉图G'中重复边的权和最小。
可编辑ppt
23
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
用一个正12面体的20个 顶点代表20个城市，
2） u,v不相邻，向着v方向，取(u,u1)删 (u,u1)，以u1为始，重复过程，直至删 (ui,v)后得到欧拉回路，连上所删除的边，得
到——得到欧拉通路。//
可编辑ppt
14
续例 .“一笔划”问题
G连通，从一个奇度点开始画，图只有0或2 个奇度点，则G可一笔画。//
[定理] 对有向图，G有欧拉回路每一结 点入度等于出度。
则从EG−{e1e2……ei}中选ei+1 选择条件：
i. ei与vi相邻 ii. 对EG−{e1e2……ei}而言非割边优先 3) 重复2)，直到不能执行
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17
讨论这种情况下，会否出现
EG−{e1e2……ei}中有边，而2)之条件i不 成立的情况：
如 vi = v0，则必有某个j<i时刻选ej+1 边 为割边
[推论] 欧拉图G是以任一顶点为始点的随机欧拉图 当且仅当G本身是一个基本回路)
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21
中国邮递员问题：
问题：邮递员从邮局出发，走过辖区内每条
街道至少一次，如何选择最短路线？
1）每街一次/至少一次 2）环游最短
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22
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
欧拉图和哈密尔顿图
信号处理中的数学方法 第2-4讲
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1
一.欧拉回路：一般不限于简单图，一般指无向
图
Eg. 哥尼斯堡七桥问题
原问题：“右边的图中是否存在包含每条边一次且恰好 一次的回路？”
原问题等价于：欧拉图
A
A
C
D C
D
B
B
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2
<定义>欧拉回路，欧拉通路
图G的一个回路/通路,它经过G中每条边恰 好一次，则回路/通路称为欧拉回路/通路。
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24
哈密尔顿图
定义：若图G中有经过所有顶点的基本回路，称为 哈密尔顿回路，若G中含哈密尔顿回路，则称G为 H_图。
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10
3) 1)：
Z1是划分中的一个基回，若{Z1}=E，则Z1就 欧拉回路，G是欧拉图
否则，存在另一回路Z2与Z1有公共点v 构造简单回路，从v经Z1回到v，再经Z2回到v
将Z1UZ2看作Z1，再重复 上述过程，得到穷尽EG 的简单回路。 ∴G—欧拉图。//
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11
提示
eg.
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8
[证] 1)2)3) 1)
1) 2):
设Go为G的欧拉回路，可将Go表示为 v1e1v2e2……envn+1(vn+1=v1)，其中vi的
一次出现总关联于左右2条边，对应度数为2 又Go 的e1，e2，……en互不相同，且穷尽了
所有的边，这样任一点vi的度数为vi在Go中 出现的度数之和——必为2的倍数。//
全部是偶度点的连通图中的回路 若干小回路串成欧拉回路
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12
续例 多米诺骨牌问题
d
(
vvii)源自VG8∴能构成回路，能够连成首尾圈。//
[定理] 连通图G，若G中仅有0或2个奇 度数点G有欧拉通路。
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13
<证>
0个奇度数，显然欧拉回路 2个奇度数，u，v，分情况：
1）u,v相邻，删(u,v)余图G’为欧拉图， 从u开始在G’中走欧拉回路，回到u，再 走(u,v)——得到欧拉通路
定义：如果图G中含欧拉回路，则图G称为 欧拉图。
定义：如果图G中仅有欧拉通路，但没有欧 拉回路，则图G称为半欧拉图。
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3
例 “一笔划”问题——G中有欧拉 通路
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？
4
实例
上图中，(1) ,(4) 为欧拉图
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5
例 多米诺骨牌，28块
能否排成一圈使两两相邻的半边的点数相同，问 是否可能？
牌 数 C2728种 7
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6
将0-6看作7个结点，任2点的边看作一块骨牌 这样,该问题转化为G有无欧拉回路的问题
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7
[定理]对连通图，下列命题等价
1）G是欧拉图 2）G的每个结点为偶度数 3）G的边集能划分成为基本回路，即
k
边 集 C 1 ,C 2 , ,C k 不 重 叠 之 基 本 回 路 ， 且 U i= 1 C i E G
注，若G是以v为始点的随机欧拉 图，则任何一个以v为始点的不包含G 中所有边的回路都应该能扩充成欧拉 回路。反之，若G不是以v为始点的随 机欧拉图，则一定存在已经包含了v 所关联的所有边，却未包含G中所有 边的简单回路。
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20
随机欧拉图的判定
[定理] 欧拉图G是以v为始点的随机欧拉图当且仅 当G中任一回路均包含v。
——与2）之ii条件相矛盾，∴不可能 出现，即vi ≠ v0 如vi ≠ v0 ，则vi 的度数为奇数
——与欧拉图相矛盾
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18
提示：
在画欧拉回路时，已经经过的边不能再用； 在走回路中的任何时刻，将已经经过的边删
除，剩下的边必须仍在同一连通分支当中
×
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19
随机欧拉图
<定义>G是欧拉图，vVG，从v开始，每一步从当前 点所关联边中随机选边，均可构造欧拉回路，则G称为 以v为始点的随机欧拉图。
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15
安排国展中心参观路线
A
B
C
I
J
KL
MN
H
O
G
F
参观区域实景
A
B
C
I
J
D
K LM
D N
H
O
E
E
G
F
图G
设E为起始点
E,N,M,O,L,K,I,L,M,J,N可编,D辑p,Cpt ,J,B,I,A,K,H,G,O,F,E 16
<欧拉回路-Fleury算法 >
1) 任取一点v0，置w0=v0 2) 设简单回路wi= v0e1v1e2……eivi 已选定，
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9
2) 3):
G连通，不妨设G是非平凡图
由2）每个结点度数至少为2，所以G中含一基回 Z1，Z1的度数为偶度数，删去Z1的边得到G’， 原G为偶度数，删去G’的每个点仍为偶度数
除孤立点外其余点至少为2度，即余连通点所图 至少2连通
如法炮制，直至余图不含边 {Z1}，{Z2 }，…..,{Zk }为E的一个划分。 //
要求使加边得到的欧拉图G'中重复边的权和最小。
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23
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
用一个正12面体的20个 顶点代表20个城市，
2） u,v不相邻，向着v方向，取(u,u1)删 (u,u1)，以u1为始，重复过程，直至删 (ui,v)后得到欧拉回路，连上所删除的边，得
到——得到欧拉通路。//
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14
续例 .“一笔划”问题
G连通，从一个奇度点开始画，图只有0或2 个奇度点，则G可一笔画。//
[定理] 对有向图，G有欧拉回路每一结 点入度等于出度。
则从EG−{e1e2……ei}中选ei+1 选择条件：
i. ei与vi相邻 ii. 对EG−{e1e2……ei}而言非割边优先 3) 重复2)，直到不能执行
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讨论这种情况下，会否出现
EG−{e1e2……ei}中有边，而2)之条件i不 成立的情况：
如 vi = v0，则必有某个j<i时刻选ej+1 边 为割边
[推论] 欧拉图G是以任一顶点为始点的随机欧拉图 当且仅当G本身是一个基本回路)
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21
中国邮递员问题：
问题：邮递员从邮局出发，走过辖区内每条
街道至少一次，如何选择最短路线？
1）每街一次/至少一次 2）环游最短
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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
欧拉图和哈密尔顿图
信号处理中的数学方法 第2-4讲
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1
一.欧拉回路：一般不限于简单图，一般指无向
图
Eg. 哥尼斯堡七桥问题
原问题：“右边的图中是否存在包含每条边一次且恰好 一次的回路？”
原问题等价于：欧拉图
A
A
C
D C
D
B
B
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2
<定义>欧拉回路，欧拉通路
图G的一个回路/通路,它经过G中每条边恰 好一次，则回路/通路称为欧拉回路/通路。
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哈密尔顿图
定义：若图G中有经过所有顶点的基本回路，称为 哈密尔顿回路，若G中含哈密尔顿回路，则称G为 H_图。
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10
3) 1)：
Z1是划分中的一个基回，若{Z1}=E，则Z1就 欧拉回路，G是欧拉图
否则，存在另一回路Z2与Z1有公共点v 构造简单回路，从v经Z1回到v，再经Z2回到v
将Z1UZ2看作Z1，再重复 上述过程，得到穷尽EG 的简单回路。 ∴G—欧拉图。//
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11
提示
eg.
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8
[证] 1)2)3) 1)
1) 2):
设Go为G的欧拉回路，可将Go表示为 v1e1v2e2……envn+1(vn+1=v1)，其中vi的
一次出现总关联于左右2条边，对应度数为2 又Go 的e1，e2，……en互不相同，且穷尽了
所有的边，这样任一点vi的度数为vi在Go中 出现的度数之和——必为2的倍数。//
全部是偶度点的连通图中的回路 若干小回路串成欧拉回路
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12
续例 多米诺骨牌问题
d
(
vvii)源自VG8∴能构成回路，能够连成首尾圈。//
[定理] 连通图G，若G中仅有0或2个奇 度数点G有欧拉通路。
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<证>
0个奇度数，显然欧拉回路 2个奇度数，u，v，分情况：
1）u,v相邻，删(u,v)余图G’为欧拉图， 从u开始在G’中走欧拉回路，回到u，再 走(u,v)——得到欧拉通路
定义：如果图G中含欧拉回路，则图G称为 欧拉图。
定义：如果图G中仅有欧拉通路，但没有欧 拉回路，则图G称为半欧拉图。
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3
例 “一笔划”问题——G中有欧拉 通路
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？
4
实例
上图中，(1) ,(4) 为欧拉图
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5
例 多米诺骨牌，28块
能否排成一圈使两两相邻的半边的点数相同，问 是否可能？
牌 数 C2728种 7
可编辑ppt
6
将0-6看作7个结点，任2点的边看作一块骨牌 这样,该问题转化为G有无欧拉回路的问题
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7
[定理]对连通图，下列命题等价
1）G是欧拉图 2）G的每个结点为偶度数 3）G的边集能划分成为基本回路，即
k
边 集 C 1 ,C 2 , ,C k 不 重 叠 之 基 本 回 路 ， 且 U i= 1 C i E G
注，若G是以v为始点的随机欧拉 图，则任何一个以v为始点的不包含G 中所有边的回路都应该能扩充成欧拉 回路。反之，若G不是以v为始点的随 机欧拉图，则一定存在已经包含了v 所关联的所有边，却未包含G中所有 边的简单回路。
可编辑ppt
20
随机欧拉图的判定
[定理] 欧拉图G是以v为始点的随机欧拉图当且仅 当G中任一回路均包含v。
——与2）之ii条件相矛盾，∴不可能 出现，即vi ≠ v0 如vi ≠ v0 ，则vi 的度数为奇数
——与欧拉图相矛盾
可编辑ppt
18
提示：
在画欧拉回路时，已经经过的边不能再用； 在走回路中的任何时刻，将已经经过的边删
除，剩下的边必须仍在同一连通分支当中
×
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19
随机欧拉图
<定义>G是欧拉图，vVG，从v开始，每一步从当前 点所关联边中随机选边，均可构造欧拉回路，则G称为 以v为始点的随机欧拉图。
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15
安排国展中心参观路线
A
B
C
I
J
KL
MN
H
O
G
F
参观区域实景
A
B
C
I
J
D
K LM
D N
H
O
E
E
G
F
图G
设E为起始点
E,N,M,O,L,K,I,L,M,J,N可编,D辑p,Cpt ,J,B,I,A,K,H,G,O,F,E 16
<欧拉回路-Fleury算法 >
1) 任取一点v0，置w0=v0 2) 设简单回路wi= v0e1v1e2……eivi 已选定，
可编辑ppt
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2) 3):
G连通，不妨设G是非平凡图
由2）每个结点度数至少为2，所以G中含一基回 Z1，Z1的度数为偶度数，删去Z1的边得到G’， 原G为偶度数，删去G’的每个点仍为偶度数
除孤立点外其余点至少为2度，即余连通点所图 至少2连通
如法炮制，直至余图不含边 {Z1}，{Z2 }，…..,{Zk }为E的一个划分。 //