运筹学-6(图与网络分析)PPT课件
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管理运筹学 图与网络分析PPT教案

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A
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5
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5
6
2
4
5
v3 2 v4
7
v7
第27页/共83页
支撑树的权:如果T=(V,E)是G的一个支撑树,则称E中所 有边的权之和为支撑树T的权,记为w(T)。即
w(T )
wij
[vi ,v j ]T
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上例中支撑树的权为 3+7+5+2+2+3+4=26
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A
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课堂练习:1.分别用三种方法求下图的最小支撑树
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4
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1
1
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4
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2. 某农场的水稻田用堤埂分割成很多小块。为了 用水灌溉,需要挖开一些堤埂。问最少挖开多少条 堤埂,才能使水浇灌到每小块稻田?
水源
第37页/共83页
作业 P221: 第3题
第38页/共83页
§3 最短路问题
1. 问题的提出 2. 最短路问题的Dijkstra算法 3. 求任意两点之间最短距离的矩阵算法
运筹学(第6章 图与网络分析)

a1 (v1) 赵
(v2)钱
a2 a3 a4 a14 a15
a8 a9
a7 (v4) 李
(v3)孙
a5 (v5) 周 a6 a10 (v6)吴
图6-3
a12 a11 a13
(v7)陈
定义: 图中的点用v表示,边用e表示。对每条边可用它
所连接的点表示,记作:e1=[v1,v1]; e2=[v1,v2];
树是图论中结构最简单但又十分重要的图。在自然和社会领 域应用极为广泛。 例6.2 乒乓求单打比赛抽签后,可用图来表示相遇情况,如 下图所示。
运动员 A
B C
D
E
F G
H
例6.3 某企业的组织机构图也可用树图表示。
厂长
人事科
财务科
总工 程师
生产副 厂长
经营副 厂长
开发科
技术科
生产科
设备科
供应科
动力科
e2
(v1) 赵
e1
e3
e4 孙(v3) 李(v4)
周(v5)
图6-2
e5 吴(v6) 陈(v7)
(v2)钱
如果我们把上面例子中的“相互认识”关系改为“认识” 的关系,那么只用两点之间的联线就很难刻画他们之间的关 系了,这是我们引入一个带箭头的联线,称为弧。图6-3就是 一个反映这七人“认识”关系的图。相互认识用两条反向的 弧表示。
端点,关联边,相邻 若有边e可表示为e=[vi,vj],称vi和
e2 v2 e6 e1 e4 v1 e3 v3 e8
vj是边e的端点,反之称边e为点vi
或vj的关联边。若点vi、vj与同一条 边关联,称点vi和vj相邻;若边ei和
e5
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(v2)钱
a2 a3 a4 a14 a15
a8 a9
a7 (v4) 李
(v3)孙
a5 (v5) 周 a6 a10 (v6)吴
图6-3
a12 a11 a13
(v7)陈
定义: 图中的点用v表示,边用e表示。对每条边可用它
所连接的点表示,记作:e1=[v1,v1]; e2=[v1,v2];
树是图论中结构最简单但又十分重要的图。在自然和社会领 域应用极为广泛。 例6.2 乒乓求单打比赛抽签后,可用图来表示相遇情况,如 下图所示。
运动员 A
B C
D
E
F G
H
例6.3 某企业的组织机构图也可用树图表示。
厂长
人事科
财务科
总工 程师
生产副 厂长
经营副 厂长
开发科
技术科
生产科
设备科
供应科
动力科
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(v1) 赵
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e4 孙(v3) 李(v4)
周(v5)
图6-2
e5 吴(v6) 陈(v7)
(v2)钱
如果我们把上面例子中的“相互认识”关系改为“认识” 的关系,那么只用两点之间的联线就很难刻画他们之间的关 系了,这是我们引入一个带箭头的联线,称为弧。图6-3就是 一个反映这七人“认识”关系的图。相互认识用两条反向的 弧表示。
端点,关联边,相邻 若有边e可表示为e=[vi,vj],称vi和
e2 v2 e6 e1 e4 v1 e3 v3 e8
vj是边e的端点,反之称边e为点vi
或vj的关联边。若点vi、vj与同一条 边关联,称点vi和vj相邻;若边ei和
e5
e7
运筹学第六章图与网络分析1.

一、树的概念及性质 例:已知有五个城市,要在它们之间架设电话线,要 求任何两个城市都可以互相通话(允许通过其它城市) ,并且电话线的根数最少。
v2
v3
v1
v5
v4
9
1.树的定义 :连通且不含圈的无向图称为树。 次为1的点称为树叶,次大于1的点称为分枝点,树的边称 为树枝。
v2 v4 v2 v1 v4
d1 j = min( d1i wij )
i
设任一点vi到任一点 vj都有一条弧,如果(vi, vj)不是弧,则添 22 加弧(vi, vj),令wij=+∞
迭代过程:
①初始条件: t=1,d1j(1)=w1j (j=1,2,…,n) ,如果 v1 与 vj间 无边,其最短路长记为+∞ ②t=2,3,…
3
悬挂边:悬挂点的关联边
定理1:图G=(V,E)中,所有点的次之和是边数 的两倍,即
Σd(v)=2q vV
定理2:任一图中,奇点的个数为偶数。
给定一个图G=(V,E),一个点边的交错序列(vi1, ei1, vi2, ei2,…,vik-1,eik-1,vik),如果满足eit=[vit,vit+1] (t=1,2,…,k1),则称为一条联结vi1和vik的链,记为(vi1,vi2,…,vik), 称点vi2, vi3,…,vik-1为链的中间点。
2.最小支撑树(最小树)
具有最小权的支撑树称为最小支撑树。
13
3.求最小支撑树的方法
(1)避圈法 在图中选一条权数最小的边,在以后的每步中,总从未被选 取的边中选一条权数最小的边,并使之与已选取的边不构成圈( 权数相同时,任选一条),直到选够n-1条边为止。
3
2
4 1 5
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9
1.树的定义 :连通且不含圈的无向图称为树。 次为1的点称为树叶,次大于1的点称为分枝点,树的边称 为树枝。
v2 v4 v2 v1 v4
d1 j = min( d1i wij )
i
设任一点vi到任一点 vj都有一条弧,如果(vi, vj)不是弧,则添 22 加弧(vi, vj),令wij=+∞
迭代过程:
①初始条件: t=1,d1j(1)=w1j (j=1,2,…,n) ,如果 v1 与 vj间 无边,其最短路长记为+∞ ②t=2,3,…
3
悬挂边:悬挂点的关联边
定理1:图G=(V,E)中,所有点的次之和是边数 的两倍,即
Σd(v)=2q vV
定理2:任一图中,奇点的个数为偶数。
给定一个图G=(V,E),一个点边的交错序列(vi1, ei1, vi2, ei2,…,vik-1,eik-1,vik),如果满足eit=[vit,vit+1] (t=1,2,…,k1),则称为一条联结vi1和vik的链,记为(vi1,vi2,…,vik), 称点vi2, vi3,…,vik-1为链的中间点。
2.最小支撑树(最小树)
具有最小权的支撑树称为最小支撑树。
13
3.求最小支撑树的方法
(1)避圈法 在图中选一条权数最小的边,在以后的每步中,总从未被选 取的边中选一条权数最小的边,并使之与已选取的边不构成圈( 权数相同时,任选一条),直到选够n-1条边为止。
3
2
4 1 5
第六章图与网络分析

e3
v3
若链中所有的顶点也互不相同,这样的链称为路.
e4
v4
起点和终点重合的链称为圈. 起点和终点重合的路称为回路.
若图中的每一对顶点之间至少存在一条链, 称这 样的图为连通图, 否则称该图是不连通的. 第10页
完全图,偶图
任意两点之间均有边相连的简单图, 称为完全图. K n
K2
K3
K4
2 | E | Cn
第20页
6.2树图和图的最小部分树问题 Minimal tree problem 6.2.1树的概念
若图中的每一对顶点之间至少存在一条链, 称这样的图 为连通图. 树图(简称树Tree): 无圈的连通的图,记作T(V, E)
组织机构、家谱、学科分支、因特网络、通讯网络及高压线路 网络等都能表达成一个树图 。
第13页
有向图 G : (V,E),记为 G=(V,E)
G 的点集合: V {v1 , v2 ,...,vn } G 的弧集合: E {eij } 且 eij 是一个有序二元组 (vi , v j ) ,记
为 eij (vi , v j ) 。下图就是一个有向图,简记 G 。 若 eij (vi , v j ) ,则称 eij 从 v i 连向 v j ,点 v i 称为 eij 的尾,v j 称为 eij 的头。 v i 称为 v j 的前继, v j 称为 v i 的后继。 基本图:去掉有向图的每条弧上的方向所得到的无向图。
有向图 G (V , E ) 的关联矩阵:一个 | V | | E | 阶矩阵
B (bik ) ,
1, 当 弧ek以 点i为 尾 其中 bik 1, 当 弧ek以 点i为 头 0, 否 则
运筹学6(图与网络分析)

定义7:子图、生成子图(支撑子图)
图G1={V1、E1}和图G2={V2,E2}如果 V1 V2和E1 E2 称G1是G2的一个子图。
若有 V1=V2,E1 E2 则称 G1是G2的一 个支撑子图(部分图)。
图8-2(a)是图 6-1的一个子图,图8-2 (b)是图 8-1的支撑子图,注意支撑子图 也是子图,子图不一定是支撑子图。 e1
v2 ▲如果链中所有的顶点v0,v1,…,vk也不相
e1 e2 e4 v1 e3
v3 e5
同,这样的链称初等链(或路)。
e6
▲如果链中各边e1,e2…,ek互不相同称为简单链。
e7
e8
▲当v0与vk重合时称为回路(或圈),如果边不 v4
v5
重复称为简单回路,如果边不重复点也不重复
则称为初等回路。
图8-1中, μ1={v5,e8,v3,e3,v1,e2,v2,e4,v3,e7,v5}是一条链,μ1中因顶 点v3重复出现,不能称作路。
e1
e2 e4 v1 e3
v2
v3
e5
e6
e7
e8
v4
v5
定理1 任何图中,顶点次数的总和等于边数的2倍。
v1
v3
v2
定理2 任何图中,次为奇数的顶点必为偶数个。
e1
e2 e4 v1 e3
v2
v3
e5
e6
e7
e8
v4
v5
定义4 有向图: 如果图的每条边都有一个方向则称为有向图
定义5 混合图: 如何图G中部分边有方向则称为混合图 ② ⑤ ④
定理4 有向连通图G是欧拉图,当且仅当G中每个顶点的出 次等于入次。
② 15
9 10
运筹学第6章 图与网络

也就是说| V1 |必为偶数。
定理6.2有学者也称作定理6.1的推论。根据定理6.2,握手定理也可以 表述为,在任何集体聚会中,握过奇次手的人数一定是偶数个。
12 该课件的所有权属于熊义杰
另外,现实中不存在面数为奇数且每个面的边数也是奇数的多面 体,如表面为正三角形的多面体有4个面,表面为正五边形的多面体有 12个面等等,也可以用这一定理予以证明。因为在任意的一个多面体 中, 当且仅当两个面有公共边时,相应的两顶点间才会有一条边,即 任意多面体中的一个边总关联着两个面。所以,以多面体的面数为顶
v j V2
(m为G中的边数)
因式中 2m 是偶数, d (v j ) 是偶数,所以 d (vi ) 也必为偶数
v j V2
vi V1
( 两个同奇同偶数的和差必为偶数 ), 同时,由于 d (vi ) 中的每个加数 d (vi )
均为奇数,因而 d (vi ) 为偶数就表明, d (vi ) 必然是偶数个加数的和 ,
图论、算法图论、极值图论、网络图论、代数图论、随机图论、 模糊图论、超图论等等。由于现代科技尤其是大型计算机的迅 猛发展,使图论的用武之地大大拓展,无论是数学、物理、化 学、天文、地理、生物等基础科学,还是信息、交通、战争、 经济乃至社会科学的众多问题.都可以应用图论方法子以解决。
1976年,世界上发生了不少大事,其中一件是美国数学家 Appel和Haken在Koch的协作之下,用计算机证明了图论难题— —四色猜想(4CC):任何地图,用四种颜色,可以把每国领土染 上一种颜色,并使相邻国家异色。4CC的提法和内容十分简朴, 以至于可以随便向一个人(哪怕他目不识丁)在几分钟之内讲清 楚。1852年英国的一个大学生格思里(Guthrie)向他的老师德·摩 根(De Morgan)请教这个问题,德·摩根是当时十分有名的数学家, 他不能判断这个猜想是否成立,于是这个问题很快有数学界流 传开来。1879年伦敦数学会会员Kemple声称,证明了4CC成立, 且发表了论文。10年后,Heawood指出了Kemple的证明中
运筹学06图与网络分析PPT演示文稿

v4
v1 v2 v3 v4 v5 v1 0 1 1 0 0
起 v2 1 0 0 1 1
点 v3 1 0 0 0 1
v5
v4 0 1 0 0 1
v5 0 1 1 1 0
19
❖ 赋权无向图的邻接矩阵表示
▪ 两顶点之间有边相连的,写上其权数,无 边相连的记为∞,对角线上的数字为0。赋 权无向图对应的矩阵也是对称的。
1 图的基本概念
❖ 案例导引 ❖ 图论中的图 ❖ 图的矩阵描述
2
案例导引
❖ 图论是运筹学的一个重要分支,对其最早的 研究可以追溯到著名的哥尼斯堡七桥问题 (Konigsberg Bridges Problem)。18世纪,欧洲 的哥尼斯堡城有一条流经全城的普雷戈尔河, 河的两岸与河中两个小岛及两岛之间有七座 桥彼此相通(如左图)。
22
树及其性质
❖ 树在现实中随处可见,如电话线架设、比赛 程序、组织结构等。
❖ 树:连通的无圈的无向图称为树。
23
❖ 树的性质 ❖ 图G=(V,E),p个点、q条边,下列说法是等价
的 ▪ (1)G是一个树 ▪ (2)G连通,且恰有p-1条边 ▪ (3)G无圈,且恰有p-1条边 ▪ (4)G连通,但每舍去一边就不连通 ▪ (5)G无圈,但每增加一边即得唯一一个圈 ▪ (6)G中任意两点之间恰有一条链(简单链)
30
❖在根树中,若每个顶点的出次小于或等 于M,称这棵树为M叉树。
❖若每个顶点的出次恰好等于M或者零, 则称这棵树为完全M叉树。
❖当M=2时,称为二叉树、完全二叉树。
31
❖ 如图所示的树是根树。其 中根、分枝点、叶;各点 层次都标注在树上。
❖ 这是一棵三叉树
三叉树
根
运筹学胡运权第五版(第6章)课件

零图: 边集为空集的图。
运筹学胡运权第五版(第6章)
2、图的阶:即图中的点数。 例如 右图为一个五阶图
3、若图中边e= [vi,vj] ,则vi,vj称 为e的端点,
e称为vi,vj的关联边。 若vi与vj是一条边的两个端
点,则称vi与vj相邻; 若边ei与ej有公共的端点,
则称ei与ej相邻。
e8
1、图(graph):由V,E构成的有序二元组,用以表示对 某些现实对象及其联系的抽象,记作 G={V,E}。 其中V称为点集,记做V={v1,v2,···,vn}
E称为边集,记做E={e1,e2,···,em}
点(vertex):表示所研究的对象,用v表示; 边(edge):表示对象之间的联系,用e表示。 网络图(赋权图): 点或边具有实际意义(权数)的图, 记做N。
路:点不能重复的链。
圈:起点和终点重合的链。
回路:起点和终点重合的路。
连通图:任意两点之间至少存在一条链的图。
完全图:任意两点之间都有边相连的简单图。
n阶完全图用Kn表示,边数=
C 2 n(n 1)
n
2
注意:完全图是连通图,但连通图不一定是完全图。
运筹学胡运权第五版(第6章)
v1 e4
v4 e5 v5
依次下去,vn必然与前面的某个点相邻,图中有圈,矛盾!
注意:树去掉悬挂点和悬挂边后余下的子图还是树。
运筹学胡运权第五版(第6章)
(2)n阶树必有n-1条边。
证明(归纳法): 当n=2时,显然;
设n=k-1时结论成立。 当n=k时,树至少有一个悬挂点。
去掉该悬挂点和悬挂边,得到一个k-1阶的树,它有 k-2条边,则原k阶树有k-1条边。
7、已知图G1={V1,E1}, G2={V2,E2}, 若有V1V2,E1E2,则称G1是G2的一个子图; 若V1=V2,E1E2且 E1≠E2 ,则称G1是G2的一个部分图。
运筹学胡运权第五版(第6章)
2、图的阶:即图中的点数。 例如 右图为一个五阶图
3、若图中边e= [vi,vj] ,则vi,vj称 为e的端点,
e称为vi,vj的关联边。 若vi与vj是一条边的两个端
点,则称vi与vj相邻; 若边ei与ej有公共的端点,
则称ei与ej相邻。
e8
1、图(graph):由V,E构成的有序二元组,用以表示对 某些现实对象及其联系的抽象,记作 G={V,E}。 其中V称为点集,记做V={v1,v2,···,vn}
E称为边集,记做E={e1,e2,···,em}
点(vertex):表示所研究的对象,用v表示; 边(edge):表示对象之间的联系,用e表示。 网络图(赋权图): 点或边具有实际意义(权数)的图, 记做N。
路:点不能重复的链。
圈:起点和终点重合的链。
回路:起点和终点重合的路。
连通图:任意两点之间至少存在一条链的图。
完全图:任意两点之间都有边相连的简单图。
n阶完全图用Kn表示,边数=
C 2 n(n 1)
n
2
注意:完全图是连通图,但连通图不一定是完全图。
运筹学胡运权第五版(第6章)
v1 e4
v4 e5 v5
依次下去,vn必然与前面的某个点相邻,图中有圈,矛盾!
注意:树去掉悬挂点和悬挂边后余下的子图还是树。
运筹学胡运权第五版(第6章)
(2)n阶树必有n-1条边。
证明(归纳法): 当n=2时,显然;
设n=k-1时结论成立。 当n=k时,树至少有一个悬挂点。
去掉该悬挂点和悬挂边,得到一个k-1阶的树,它有 k-2条边,则原k阶树有k-1条边。
7、已知图G1={V1,E1}, G2={V2,E2}, 若有V1V2,E1E2,则称G1是G2的一个子图; 若V1=V2,E1E2且 E1≠E2 ,则称G1是G2的一个部分图。
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4
3
验证:第一圈内总长:3+4+5+4+7=23 第一圈逆时针内配送路长:3+4+5=12>11.5,则不是最优方案 第二圈内配送路长:4+2+3+4=13 第二圈逆时针内配送路长:2<6.5,则是最优方案。 第二圈顺时针内配送路长:3<6.5,则是最优方案。
修正第一圈内方案,取逆时针方向最小值1,然后逆时针方向配送路线减去 1,顺时针方向配送及未走路线加上1,则得到第一圈内配送路长:5<总长 一半,则是最优方案。如图所示:
相关 成本
A 4C
E
A 5C
E F
A 6C
F I
D D, F F, I
D D I H, G
D D H, G H, J
348 291, 228 294, 258
348 291 258 288, 360
348 291 288, 360 390, 384
第n个 最近
节点
最小 成本
最新 连接
A到各 N节点 最短 路径
6.2.2 网络图的绘制原则
只能有一个始点事项和一个终点事项 不允许出现编号相同的箭线 不允许出现循环线路 作业要始于结点终于结点
网 络 规 则(2)
1、避免循环、不留缺口
2、一一对应:一道工序用两个事项表示
F 228 CF A→C→F
I
258 EI A→B→E
→I
H 288 FH A→C→F →H
步 已解点 候选点 骤
相关 成本
A C 7F I H
F 8I
H D
D D G J G, J
G J J G
348 291 360 384 336, 414 360 384 414 396
第n个 最近
节点
最小 最新 成本 连接
A到各 N节点 最短 路径
D 291 CD A→C→D
J
384 IJ
A→B→E
→I→J
6.2 网络计划
6.2.1 基本概念—p130
·网络计划是用网络分析的方法编制的计划 ·杜邦公司—关键路线法CPM ·美国海军武器局—计划评审技术PERT ·网络图(有向赋权图)的构成 ·结点,也称事项,一道工序的开始或结束 ·工序(弧),相对独立的活动,消耗资源 ·虚工序,只表示衔接关系,不消耗资源 ·工序时间(权),完成工序的时间消耗
运筹学基础教程
6
黄桐城
主编
第六章 图与网络分析
主要内容—我们的教材p-116
★ 图论的基本概念 ★ 最短路问题 ——不重要内容 ★ 最大流问题 ——不重要内容 ★ 网络计划
6.1 图论的基本概念
6.1.1 引论 哥尼斯堡七桥问题
C
简捷表示事物之间的 本质联系,归纳事物 之间的一般规律
A D
B A
2
起点和终点重合的路径称为回路
μ={(1,2),(2,4),(4,1)}
1
4
回路中各条边方向相同
3
■圈(Cycle)
起点和终点重合的链称为圈 ρ ={(1,2),(2,4),(3,4),(1,3)} 圈中各条边方向不一定相同
■连通图
任意两个节点之间至少有一条 链的图称为连通图
■树(Tree)
无圈的连通图称为树 树中只与一条边关联的节点称 为悬挂节点
以点u为端点的边的条数,叫做点u的次 次为1的点叫做悬挂点;次为0的点叫做孤立点;
次为奇数则称奇点;次为偶数则称偶点。 点弧交替序列称为链;闭合的链称为圈 首尾相接的链称为路;闭合的路称回路 任意两点之间都有边相连,称为连通图
图的基本概念(续)
■网络由节点和边组成
2
■节点与(有向)边
1
4
2
1
4
3
2 1
3 5
4
图上作业法
已知如图所示:三个工厂向四个市场配 送,请确定最佳配送路线。
B4
1 7
A3
3
1
4
A1 3 5
4
B1
B2
2
4
3
3
B3 1 2
3 A2
先去掉两个圈内路线最长的线,得到下列流量图
7 A1 3 5
(3)
B4 1
(1)
A3
1
3
4
B1
B2
(1)
2
3
4
B3
1
2 (2)
(1) 3 A2
每一条边和两个节点关联,一
3
条边可以用两个节点的标号表示
(i,j)
i
j
2
■路径(Path)
前后相继并且方向相同的边序列
1
4
P={(1,2),(2,3),(3,4)}
3
■链(Chain)
2
前后相继并且方向不一定相同的边
序列称为链 C={(1,2),(3,2),(3,4)}
1
4
3
■回路(Circuit)
步 已解点 候选点 骤
相关 成本
第n个 最近
节点
最小 成本
最新 连接
A到各 N节点 最短 路径
1A
2A B
A 3B
C
BCD
CD CE
90,138,348
138,348 156,174
D
348
E
174
DF
291,228
B
90 AB A→B
C 138 AC A→C
E 174 BE A→B→E
步 已解点 候选点 骤
计算运费:1*7+2*5+1*4+2*3+1*2=29
案例——通俗思路解题
起点和终点不同的单一路线选择
例1: 如图5—5所示,A是一煤矿所在地,I是 煤炭需求地,B,C,D,E,F,G,H,I是由A到J 的可经过的城镇。每两节点之间的距离已经标 出,现在要找出从A到J之间的最短路线。这就是一 个最短路问题。
图的基本概念(续)
由点和边组成的图叫做无向图,记为G=(V,E)
பைடு நூலகம்
由点和弧组成的图叫做有向图,记为D=(V,A)
例1. v1
e5
e1
e2
v2
v3 a8
v5
v7
a1
a10
e3
e4
v1
a3 a4 a6 a9
a11
a2
v6 a7
v4
e6
v3
v2
a5
v4
e7 无向图:点集、边集
有向图:点集、弧集
图的基本概念(续)
B4
(1)
1
A1 3
7 5
B1 (2)
2
A3 3
1
4
(1)
3
4
B3
1
2 (1)
(2)
3 A2
验证:
4
3
第一圈顺时针内配送路长:7+4=11<11.5,则是最优方案;
第一圈逆时针内配送路长:5<11.5,则是最优方案。
第二圈顺时针内配送路长:3<6.5,则是最优方案。
第二圈逆时针内配送路长:4+2=6<6.5,则是最优方案。
C
D
B
引论 图的用处
A、B、C、D、E 五支球队进行循环赛
A
B
C
某公司的 组织机构设置图
总公司
分公司
工厂或 办事处
D
E
6.1.2 图的基本概念
图是由点和线构成的。 点的集合V表示,V={vi} 不带箭头的连线叫做边(edge),边的集合记为
E= { ej } ,一条边可以用两点[ vi,vj ]表示,ej= [ vi,vj ]. 带箭头的连线叫做弧(arc),弧的集合记为A, A= { ak },一条弧也是用两点表示,ak= [ vi,vj ],弧有方向:vi为始点,vj为终点