中国邮递员问题各种算法的对比分析
邮递员问题最短路径的解法
邮递员问题最短路径的解法1. 简介邮递员问题是指一个邮递员需要按照一定的顺序访问多个地点，并返回起始地点的问题。
邮递员需要选择一条最短的路径，以最小化总行驶距离或时间。
2. 问题描述邮递员问题可以具体描述为：给定一个地图，地图上有多个地点，每个地点都有一个坐标和一个编号。
邮递员需要从起始地点出发，依次访问所有地点，并最终返回起始地点。
3. 算法解法解决邮递员问题的算法有很多种，下面介绍两种常见的解法。
3.1. 蚁群算法蚁群算法是一种模拟自然界蚁群觅食行为的算法。
在蚁群算法中，每只蚂蚁都只能看到局部信息，通过蚂蚁之间的合作和信息交流，最终找到整个系统的全局最优解。
蚁群算法解决邮递员问题的基本步骤如下： 1. 初始化蚂蚁的位置，通常将蚂蚁放置在起始地点。
2. 蚂蚁按照一定的规则选择下一个要访问的地点，例如选择离当前位置最近且未访问过的地点。
3. 更新蚂蚁的位置和访问状态，标记已经访问过的地点。
4. 重复步骤2和步骤3，直到所有地点都被访问过。
5. 计算蚂蚁行走的路径长度，并保存最短路径。
3.2. 动态规划算法动态规划算法是一种通过拆分问题，定义问题的状态，以及定义状态之间的关系，从而逐步求解问题的算法。
动态规划算法解决邮递员问题的基本步骤如下： 1. 定义子问题：将整个问题拆分为多个子问题，每个子问题表示从起始地点出发，经过一部分地点，并最终返回起始地点的最短路径。
2. 定义状态：根据子问题的定义，确定状态的表示方法，例如使用一个二维数组来表示子问题的最短路径长度。
3. 状态转移方程：根据子问题之间的关系，建立状态之间的转移方程，例如使用动态规划的递推公式计算子问题的最短路径。
4. 解决子问题：按照子问题的顺序，依次计算每个子问题的最优值，并保存中间结果。
5. 求解原问题：根据子问题的最优值，计算原问题的最优值，并得到最短路径。
4. 算法比较蚁群算法和动态规划算法是两种常见的解决邮递员问题的方法，它们各有优缺点。
中国邮路问题及解决方案
中国邮路问题及解决方案中国邮递员问题一个邮递员送信，要走完他负责投递的全部街道（所有街道都是双向通行的且每条街道可以经过不止一次），完成任务后回到邮局，应按怎样的路线走，他所走的路程才会最短呢？解决方案1、图论建模由于街道是双向通行的，我们可以把它看成是赋权无向连通图，将路口模型为点，街道模型为边，街道的长度就是每条边的权值，问题转化为在图中求一条回路，使得回路的总权值最小。
1.1最理想的情况若图中有欧拉回路，因为欧拉回路通过所有的边，因此任何一个欧拉回路即为此问题的解。
1.2若G只有两个奇点Vi,Vj则有从Vi到Vj的欧拉迹，从Vj回到Vi则必须重复一些边，使重复边的总长度最小，转化为求从Vi到Vj的最短路径。
算法：1）找出奇点Vi,Vj之间的最短路径P；2）令G’ = G + P；3）G’为欧拉图，G’的欧拉回路即为最优邮路。
1.3一般情况，奇点数大于2的时，邮路必须重复更多的边。
Edmonds算法（匈牙利算法）思想：步骤：1）求出G所有奇点之间的最短路径和距离；2）以G的所有奇点为结点（必为偶数），以他们之间的最短距离为节点之间边的权值，得到一个完全图G1；3）将M中的匹配边（Vi，Vj）写成Vi与Vj之间的最短路径经过的所有边集合Eij；4）令G’ = G U { Eij | (Vi,Vj)属于M}，则G’是欧拉图，求出最优邮路。
2、具体模块实现2.1最短路径用 Dijkstra算法计算Dijkstra算法是一种最短路径算法，用于计算一个节点到其它所有节点的最短路径。
2.1.1算法思想：按路径长度递增次序产生最短路径算法：把V分成两组：1）S：已求出最短路径的顶点的集合2）V-S=T：尚未确定最短路径的顶点集合将T中顶点按最短路径递增的次序加入到S中，保证：1）从源点V0到S中各顶点的最短路径长度都不大于从V0到T中任何顶点的最短路径长度2）每个顶点对应一个距离值S中顶点：从V0到此顶点的最短路径长度T中顶点：从V0到此顶点的只包括S中顶点作中间顶点的最短路径长度2.1.2求最短路径步骤1）初始时令 S={V0},T={ 其余顶点}，T中顶点对应的距离值若存在<V0,Vi>，d(V0,Vi)为<V0,Vi>弧上的权值；若不存在<V0,Vi>，d(V0,Vi)为∝2）从T中选取一个其距离值为最小的顶点W且不在S中，加入S3）对S中顶点的距离值进行修改：若加进W作中间顶点，从V0到Vi的距离值缩短，则修改此距离值；重复上述步骤2、3，直到S中包含所有顶点，即W=Vi为止2.2图的连通性测试检测用户输入的图是否是连通图，不是的话没办法求解，提醒用户重新输入。
运筹学 中国邮递员问题
§4.中国邮递员问题（Chinese Postman Problem）1．问题的提出例5. 一个邮递员从邮局出发投递信件, 然后再返回邮局, 如果他必须至少一次地走过他负责投递范围内的每条街道, 街道路线如下图所示, 问选择怎样的路线才能使所走的路为最短?5 6 78问题的图论表述：在赋权G=[V, E]上找一条经每条边至少一次的权最小的圈。
1960年山东师范学院管梅谷教授首先提出此问题，并设计了一个“奇偶点表上作业法”，后来发现此法不是多项式算法，1973年，Edmonds和Johnson给出一个多项式算法。
2．哥尼斯堡七桥问题18世纪在哥尼斯堡城(今俄罗斯加里宁格勒)的普莱格尔河上有7座桥，将河中的两个岛和河岸连结，如下图所示。
城中的居民经常沿河过桥散步，于是提出了一个问题：能否一次走遍7座桥，而每座桥只许通过一次，最后仍回到起始地点。
3．Euler圈Euler圈：经图G的每条边的简单圈Euler图：具有Euler圈的图Euler图非Euler图下面讨论的图G允许有重边，且重边被认为是有区别的边。
伪Euler 圈：经图G 的每条边至少一次的圈点v 的次：与点V 关联的边的数目奇(偶)点：该点的次为奇(偶)数命题1：G 的奇点个数为偶数命题2：G 中有伪Euler 圈 ⇔ G 无奇点中国邮递员问题可表述为：在图G 中找一条权最小的伪Euler 圈。
对于邮递员来说，有些街道可能会重复走，原问题便转化为尽可能少走重复的 街道。
我们将这些重复的边组成的集合称可行集，即找最小的可行集。
命题3：E *是最小可行集 ⇔ωωμμμ()()()()*()*()e e e E E E e E E ≤∑∑∀μ∈∩∈∩\初等圈重复的边 非重复的边4．算法思路由命题1，简单图G 的奇点个数为偶数，可设为v 1 , v 2 , …, v 2k , 对每个1≤ i ≤k, 找v 2i − 1 至v 2i 的链p i ，将p i 的边重复一次。
(六)中国邮递员问题
v•1 e 1 v•2
e4
e5
e2
v•3 e 3 v•4
该图不存在欧拉回路
存在奇点
定理 无向连通图G为欧拉图的 充要条件是G中无奇点
证明：必要性
已知G=（V,E)为欧拉图，即存在一条欧拉回路C， C经过G的每一条边，由于G为连通图， 所以G中的每个点至少在C中出现一次
v•35
• • 9
v
4
4
4
4 v9
G1
步骤1、若图中某条边有两条或多于两条的重复边
同时去掉偶数条，使图中每一条边最多有一条重复边
可得到重复边权和较小的欧拉图 G2 G2的重复边权和= 21
v•1 2 •v 6 4 •v 7
• • • v
5
2
6
v
3
5
4
3
v8
v•3 5
4
4
9 v•4 4 •v 9
G2
G2是欧拉图， 重复边权和=21
记 G G C 1 （ V ， E ） E ， EE1， V是 E中边的端 在 G 中， G 与 C 以 1的公v共 2为顶 起点 点取C 一 2
简单 C 2 ： { v 2 ,回 e 1,0 v 5 ,e 5 路 ,v 6 ,e 6 ,v 1 ,e 1 ,v 2 }
记 G G C 2 （ V ， E ） E ， EE1， V是 E中边的
必要性G： 有设 一条 vi为以起,v点 j为终点的欧 L 拉 在 G上增加一 e(v条 i,vj)边 ,得连通 G， 图 把e边 加L 到 中G 得 的一条欧 C，拉 即 G为 回 欧路 拉图 d(v)为偶 ,v G 数 在 G 中，,d(vi ),d(vj )为奇数
中国邮递员问题——欧拉巡回
案例2：铲雪车的行驶路线问题
铲雪车的行驶路线问题（MCM 90B题）
返回
案例1：双车道公路扫雪模型
问题 某地区的双车道公路如图1的图G（单 位是千米），路上积满了雪 。一辆扫雪车从 v1点出发，扫除公路上的所有积雪，最后回 到v1 。 要求1） 请你为扫雪车选择一条路径，使它 经过的总路程最短。 要求2） 现在先进的喷气扫雪车只需沿公 路一侧行驶，就能清除两个车道的积雪。如 果改用喷气扫雪车来扫雪，再请你为它选择 一条路径，使它经过的总路程最短。
6 8 v4 5 7 3 v5
5 4
9 6 v9 1 v10 2 v15
v6 5 v12
v7
4 3
2 v8
3
v11 1 1 v13 v14
案例1：双车道公路扫雪模型
深度优先搜索法遍历求解
要求1）的解法2 还可用深度优先搜索法（迷宫法则），遍历所有边，且 每边正好来回各走一次。 迷宫任务：从迷宫入口处出发，每个走廊都要搜索，最后 再从入口出来．
求解中国邮递员问题的算法
最小权对集法（Edmonds) 设G是连通加权图。 1) 求G的所有奇次顶点之间的最短路径及其 长度； 2) 以G的所有奇次顶点为顶点集作一完全图， 各条边上的权赋为两端点在原图中的最短路径长度， 得到一个加权完全图，记为G1；求G1的最小权理想 匹配M, 得到奇次顶点的最佳配对； 3）在G中，沿最佳配对奇次顶点间的最短路径 添加重复边得欧拉图G*，G*的欧拉巡回即为所求。
基本概念与基本结论
无向图的情形
结论一：连通图G是欧拉图的充要条件是G无奇次顶 点。
结论二：连通图G有欧拉道路的充要条件是ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ最多有 两个奇次顶点。 结论三：任何无向图的奇次顶点数目必为偶数。
中国邮路问题及解决方案
中国邮路问题及解决方案中国邮递员问题一个邮递员送信，要走完他负责投递的全部街道（所有街道都是双向通行的且每条街道可以经过不止一次），完成任务后回到邮局，应按怎样的路线走，他所走的路程才会最短呢？解决方案1、图论建模由于街道是双向通行的，我们可以把它看成是赋权无向连通图，将路口模型为点，街道模型为边，街道的长度就是每条边的权值，问题转化为在图中求一条回路，使得回路的总权值最小。
1.1 最理想的情况若图中有欧拉回路，因为欧拉回路通过所有的边，因此任何一个欧拉回路即为此问题的解。
1.2 若G只有两个奇点Vi,Vj则有从Vi 到Vj 的欧拉迹，从Vj 回到Vi 则必须重复一些边，使重复边的总长度最小，转化为求从Vi 到Vj 的最短路径。
算法：1) 找出奇点Vi,Vj 之间的最短路径P；2) 令G' = G + P ；3) G'为欧拉图，G'的欧拉回路即为最优邮路。
1.3 一般情况，奇点数大于2 的时，邮路必须重复更多的边。
Edmonds算法(匈牙利算法)思想：步骤：1) 求出G所有奇点之间的最短路径和距离；2) 以G的所有奇点为结点(必为偶数)，以他们之间的最短距离为节点之间边的权值，得到一个完全图G1；3) 将M中的匹配边( Vi ，Vj )写成Vi 与Vj 之间的最短路径经过的所有边集合Eij ；4) 令G' = G U { Eij | (Vi,Vj) 属于M}，则G'是欧拉图，求出最优邮路。
2、具体模块实现2.1 最短路径用Dijkstra 算法计算Dijkstra 算法是一种最短路径算法，用于计算一个节点到其它所有节点的最短路径。
2.1.1 算法思想：按路径长度递增次序产生最短路径算法：把V 分成两组：1) S：已求出最短路径的顶点的集合2) V-S=T：尚未确定最短路径的顶点集合将T 中顶点按最短路径递增的次序加入到S 中，保证：1) 从源点V0到S 中各顶点的最短路径长度都不大于从V0到T中任何顶点的最短路径长度2) 每个顶点对应一个距离值S 中顶点：从V0到此顶点的最短路径长度T中顶点：从V0到此顶点的只包括S中顶点作中间顶点的最短路径长度2.1.2 求最短路径步骤1)初始时令S={V0},T={ 其余顶点}，T 中顶点对应的距离值若存在<V0,Vi> ，d(V0,Vi) 为<V0,Vi>弧上的权值；若不存在<V0,Vi> ，d(V0,Vi) 为∝2)从T 中选取一个其距离值为最小的顶点W且不在S中，加入S3) 对S 中顶点的距离值进行修改：若加进W作中间顶点，从V0到Vi 的距离值缩短，则修改此距离值；重复上述步骤2、3，直到S 中包含所有顶点，即W=Vi为2.2 图的连通性测试检测用户输入的图是否是连通图，不是的话没办法求解，提醒用户重新输入。
01-中国邮递员问题
欧拉图及判定定理
顶点可能重复
一进一出
经过一次 且不重复
偶点
如果一个连通图有欧拉环游，即从某个顶点出发，经过该图所有边一次，且不 重复，最后回到出发点，则对中间经过的任一顶点都是一进一出，而出发点开始出 去最后又进来，也是一进一出。注意有的顶点可能有若干次一进一出。不论如何， 都意味着该图的每个顶点都应该是偶点（即进出总共偶数条边）。
中国邮递员问题
厦门大学数学科学学院 金贤安
引言
中 国 邮 递 员 问 题 是 由 山 东 师 范 大 学 管 梅 谷 同 志 1960年首先提出的。
这是数学中为数不多的几个以“中国”命名的问题 或定理之一。
该问题涉及著名的的哥尼斯堡(Königsberg) 七桥问题。
七桥问题是图论和拓扑学的起源。
以交叉路口为顶点，街道为边，街道的长度为边的权得 到 一赋权图，我们称之为街道图。 不妨设邮局在一条街道上。 若街道图是欧拉图，有欧拉环游，无需重复走街道，沿 着 一个欧拉环游作为投递路线即可。
中国邮递员问题
若街道图不是欧拉图，则有些街道需要重复 走，那么中国邮递员问题就变为：重复走哪 些街道，使总路程最短？
给定一个连通图，我们称经过图的所有边一次且只有一次 的走法为一个欧拉通路。
如果进一步该走法还回到出发点，则称之为欧拉环游（回 路）。
具有欧拉环游的图称之为欧拉图。
C
哥尼斯堡问题即图3是否是欧拉图的问题。
A
B
D
图3 七桥问题对应图
欧拉图及判定定理
一笔画问题：什么样的图形可以一笔画成，笔不离纸，而 且每条线都只画一次不准重复？
(1) 在最优方案中，对街道图的任意一边，所添加的平行边的次数不会超过1。 事实上，若在某可行方案中，对街道图的某边，所添加的平行边的次数 大于等于2，那么在该方案中去掉该边2次，将得到一个新的更优的可行 方案，矛盾。
中国邮递员问题小论文
中国邮递员问题摘要：一名邮递员带着要分发的邮件从邮局出发，经过要分发的每个街道，送完邮件后又返回邮局．如果他必须至少一次走过他管辖范围内的每一条街道，如何选择投递路线，使邮递员走尽可能少的路程．这个问题是由我国数学家管梅谷先生（山东师范大学数学系教授）在1962年首次提出的，因此在国际上称之为中国邮递员问题本文主要介绍了中国邮递员问题的基本分析、求解中国邮递员问题的方法以及有关欧拉回路的算法实现。
关键词：中国邮递员欧拉图欧拉回路一、中国邮递员问题的分析中国投递员问题是1960年我们从生产实际中提出的一个数学问题，它是从下述实际问题中抽象出来的：“一个投递员应该怎么选择一条线路，才能既把所有由他负责的信件都送到，而所走的路程又最短”。
在我们开始研究中国投递员问题以前，国外有人研究过所谓旅行售货员的问题，即：“一个售货员要到n个城市去售货，问他应该选择怎样的一条线路，才能既走遍所有城市，并且走的路程最短”。
这是一个著名的难题.当n较大时，即使使用大型电子计算机，也很难解决。
投递员面临的问题显然可以归纳为旅行售货员问题，事实上，只要把投递员必须送的每一个地点看成是一个城市就行了.但是一般来说，投递员每次要到约二、三百个地点送信，如果归纳为旅行售货员问题来解决，将是一个规模很大的问题，是无法解决的.但是，在仔细分析了投递员面临的问题后，我们发现这个问题具有一定的特点，即需要送信的地点一般都是比较密集的排列在街道上的，因此，实际上，我们称这个问题为“最短投递线路问题”，1965年后国外称之为“中国投递员问题”(这个问题是我国数学家管梅谷先生在20世纪60年代提出来的)用图论的语言来描述就是在一个带权图G中，能否找到一条回路C，使C包含G的每条边至少一次且C的长度最短？如若他所管辖的街道构成一欧拉回路，则这欧拉回路便是所求路径。
如若不然，即存在度数为奇数的顶点，必然有些街道需要多走至少一遍，这时用中国邮路问题算法可求出最短路径。
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附录2《图论》课程专题论文论文题目： 中国邮递员问题各种算法的对比分析 班 级： 2008级数学与应用数学组 长： 马利巍2011年 12 月 27 日论文评价指标与鉴定意见摘要本文基于无向图的传统中国邮递员问题,给出了相应的显式整数规划模型,进一步讨论了一类基于有向图的广义中国邮递员问题,给出了相应的显式整数规划模型；并研究了随机中国邮递员问题,建立了相应的确定型等价模型。
并可以利用奇度数结点的配对来进行求解。
根据此思想给出了一种新的求解思路——通过去掉原始图中的偶度数结点并利用最小生成树来确定奇度数结点的配对。
提出了“虚拟权值”和“虚拟节点”的概念[]5,给出了中国邮递员问题的一种基于DNA 计算的求解算法。
新算法首先利用多聚酶链式反应技术来排除非解,从而得到中国邮递员问题的所有可行解；然后,结合基于表面的DNA 计算方法与荧光标记等技术,最终从所有可行解中析出最优解。
通过各种算法分析比较表明,新算法具有易于解读、编码简单等特点。
关键字：中国邮递员问题整数规划最优化模型奇度数结点最小生成树DNA计算多聚酶链式反应AbstractBased on the traditional Chinese to figure without the postman problem,The corresponding display integer programming model，further discussed based on adirected graph of the generalized China the postman problem，the corresponding display integer programming model；And the traditional China the postman problem，established the corresponding equivalent model that can and can use odd degree of nodes to solving matching。
According to this thought gives a new method for solving thinking—by removing the original graph of the degree and use the node accidentally minimum spanning tree to determine the degree of the node′s pairing。
Put forward the “virtual weights ”and “virtual node ”，given China a postman of DNA computing algorithm is based on。
First the new algorithm is more Meilian together to exclude the technology of reaction solution，and then got the postman all feasible solutions to problems；And then，based on the surface with DNAcalculation methods and fluorescent markers，and from all the feasible solution of eventually get the optimal solution。
Through the comparison of the algorithm analysis show that the new algorithm is easy to read，code simple features。
Key words：The postman problem of China Integer programming Optimization model Odd degree node Minimum spanning tree DNA calculation More Meilian together in response1.问题的综述中国邮递员问题（Chinese postman problem ）也称中国邮路问题，是我国数学家管梅谷于1960年首次提出来的，引起了世界不少数学家的关注。
例如1973年匈牙利数学家Edmonds 和Johnson 对中国邮路问题提供了一种有效算法[]14。
这个问题的实际模型是：一位邮递员从邮局选好邮件去投递，然后返回邮局，他必须经过由他负责投递的每条街道至少一次，为这位邮递员设计一条投递线路，使其耗时最少。
2.图论中模型任给定一个图G ，对E(G)加权，即对每个)(G E e ∈，任意指定一个非负实数)(e ω，求G 的一个含有一切边回路W ，使得W 的总权[]20.min )(=∑∈W e e ω如果G 是Euler 图，则所求的中国邮路W 就是一条Euler 回路。
1921年，Fleury 给出求Euler 图G 中一个Euler 回路的算法。
值得指出的是，即使已知G 是Euler 图，如果没有一定的路线遵循，也不是漫不经心就可以找出它的一个Euler 回路的，例如图1是Euler 图，设从1v 开始，寻找一条Euler 回路，如果开始三步是1231v v v v 就失败了，因为回到1v 之后发现左侧的5K 上的边还没有用过，而1v 的关联边已全用过，不能从1v 再去通过左侧那些未用图 1过的边了（注意每边只能用一次）。
究其失败的原因，是因为用了31v v 边之后，在未用过的边们导出的子图上，23v v 是桥，提前过桥23v v 的后果是断了去左侧5K 的后路。
这里的教训是，非必要时，不要通过未用过的边的导出子图的桥，根据这一思路，Fleury 设计了如下求Euler 回路的有效算法，代号FE 算法[]8：（1）任取)(0G V v ∈，令00v W =.（2）设行迹i i v v v v W 210=已选定，则从)()(W E G E -中选一条边1+i e ，使得1+i e 与i v 相关联，且非必要时，1+i e 不要选)(W E G -的桥。
（3）反复执行（2），直至每边)(G E e ∈皆入选为止。
FE 算法是有效算法，其时间复杂度是|))((|G E O 。
用FE 算法在上图中可选得Euler 回路：12364753765431v v v v v v v v v v v v v v W =FE 算法的正确性证明如下： 令G 是Euler 图，n nv v v v W 210=是FE 算法终止时得到的行迹，由算法知n v 在)(n W E G -中的次数为零，显然0v v n =，于是n W 是G 的一条闭行迹，下证n W 就是G 的Euler 回路，反证之，若n W 不是G 的Euler 回路，设1V 是)(n W E G -中次数非零的顶组成的顶子集。
容易看出∅≠1V ，且1V v n ∉。
令12)(V G V V -=，则2V v n ∈；设m 是1V v m ∈，而21V v m ∈+的v 的下标的最大值，见图2。
由于n W 的终点在2V 中，于是1+m e 是)(m W E G -的桥，设e 是)(m W E G -中与m v 关联的边。
且1+≠m e e ，由算法知e 为)(m W E G -的桥，故e 也是1V 在)(m W E G -中导出的子图m G 的桥。
设n G 是1V 在)(m W E G -中导出的子图，则n m G G =，于是m G 每顶皆偶次，m G 中无桥，与e 是m G 的桥矛盾。
图 2下面讨论加权图G 中有奇次顶时中国邮路问题的解法。
这种情形有的边不得已要通过至少两次，哪些边要通过不止一次才能使得完成投递的时间最短呢？让我们通过一个实例来探讨这一问题[]5。
在图3中，边旁写的是权)(e ω图 3（1）在图3中，奇次顶集为},,,{43210v v v v V =（2）在0V 中，每对顶的距离为（Dijkstra 算法去求）：3),(,5),(,3),(2),(,5),(,4),(434232413121======v v d v v d v v d v v d v v d v v d（3）构造完全加权图4K ，},,,{)(43214v v v v K V =，边权4,1,),,()(≤≤≠=j i j i v v d v v j i j i ω，见图4：图 4（4）求（3）中4K 的最佳（总权最小）的完备匹配M ， },{3241v v v v M =（5）在G 中求得1v 和4v 间最短轨41141),(v u v v v P =；2v 与3v 间最短轨34232),(v u v v v P =（6）在G 中沿),(41v v P 与),(32v v P 把边变成同权“倍边”，见图5[]3图 5（7）在Euler 图5上用FE 算法求得一条Euler 回路11625641435342321243411v u u u u u v u u v u u v v u u v v u v v u v W =， W 即为所求的中国邮路（不唯一）上述解法具有代表性，一般的中国邮路解法步骤总结如下：设G 是连通加权图（1）求G 中奇次顶集合)}2(m od 1)(),(|{0=∈=v d G V v v V .（2）对0V 中的每个顶对v u ,，用Dijkstra 算法求距离),(v u d .（3）够作加权完全图||0V K ,0||)(0V K V V =，||0V K 中边uv 之权为),(v u d .（4）求加权图||0V K 的总权最小的完备匹配M.（5）在G 中秋M 中同一边之端点间的最短轨.（6）把G 中在（5）求得的每条最短轨之边变成同权倍边，得Euler 图G'.（7）用FE 算法求G'的一条Euler 回路W'，W'即为中国邮路.2.1 中国邮递员问题的整数规划模型[]7关于邮递员最优投递路线问题最早是由管梅谷首先提出并进行研究的，国际上现在统称之为中国邮递员问题。
早期关于中国邮递员问题的讨论总是基于无向图展开的，事实上，由于单行线或上下行路线的坡度等原因，这一问题有时必须借助于有向图来进行研究和解决。
到目前为止，对中国邮递员问题的研究主要是从图论角度展开的，给出的多数都是各种启发式算法或递推算法。