2015台湾省数据理论高级

1、二部图（bipartite graph） G=（V，E）是一个能将其结点集V分为两不相交子集V 1和V2=V-V1的无向图，使得：V1中的任何两个结点在图G中均不相邻，V2中的任何结点在图G中也均不相邻。 （1）．请各举一个结点个数为5的二部图和非二部图的例子。 （2）．请用C或PASCAL编写一个函数BIPARTITE判断一个连通无向图G是否是二部图，并分析程序的时间复杂度。设G用二维数组A来表示，大小为n*n（n为结点个数）。请在程序中加必要的注释。若有必要可直接利用堆栈或队列操作。【

2、 连通图的生成树包括图中的全部n个顶点和足以使图连通的n-1条边，最小生成树是边上权值之和最小的生成树。故可按权值从大到小对边进行排序，然后从大到小将边删除。每删除一条当前权值最大的边后，就去测试图是否仍连通，若不再连通，则将该边恢复。若仍连通，继续向下删；直到剩n-1条边为止。 void SpnTree (AdjList g) //用“破圈法”求解带权连通无向图的一棵最小代价生成树。 {typedef struct {int i,j,w}node; //设顶点信息就是顶点编号，权是整型数 node edge[]; scanf( "%d%d",&e,&n) ; //输入边数和顶点数。 for (i=1;i<=e;i++) //输入e条边：顶点，权值。 scanf("%d%d%d" ,&edge[i].i ,&edge[i].j ,&edge[i].w); for (i=2;i<=e;i++) //按边上的权值大小，对边进行逆序排序。 {edge[0]=edge[i]; j=i-1; while (edge[j].wedge[j+1]=edge[0]; }//for k=1; eg=e; while (eg>=n) //破圈，直到边数e=n-1. {if (connect(k)) //删除第k条边若仍连通。 {edge[k].w=0; eg--; }//测试下一条边edge[k]，权值置0表示该边被删除 k++; //下条边 }//while }//算法结束。 connect()是测试图是否连通的函数，可用图的遍历实现，

3、假设K1，„，Kn是n个关键词，试解答： 试用二叉查找树的插入算法建立一棵二叉查找树，即当关键词的插入次序为K1，K2，„，Kn时，用算法建立一棵以LLINK / RLINK 链接表示的二叉查找树。

4、假设以I和O分别表示入栈和出栈操作。栈的初态和终态均为空，入栈和出栈的操作序列可表示为仅由I和O组成的序列，称可以操作的序列为合法序列，否则称为非法序列。（15分） （1）A和D是合法序列，B和C 是非法序列。 （2）设被判定的操作序列已存入一维数组A中。 int Judge(char A[]) //判断字符数组A中的输入输出序列是否是合法序列。如是，返回true，否则返回false。 {i=0; //i为下标。 j=k=0; //j和k分别为I和字母O的的个数。 while(A[i]!=‘\0’) //当未到字符数组尾就作。 {switch(A[i]) {case‘I’: j++; break; //入栈次数增1。 case‘O’: k++; if(k>j){printf(“序列非法\n”)；exit(0);} } i++; //不论A[i]是‘I’或‘O’，指针i均后移。} if(j!=k) {printf(“序列非法\n”)；return(false);} else {printf(“序列合法\n”)；return(true);} }//算法结束。

5、对一般二叉树，仅根据一个先序、中序、后序遍历，不能确定另一个遍历序列。但对于满二叉树，任一结点的左右子树均含有数量相等的结点，根据此性质，可将任一遍历序列转为另一遍历序列（即任一遍历序列均可确定一棵二叉树）。 void PreToPost(ElemType pre[] ,post[],int l1,h1,l2,h2) //将满二叉树的先序序列转为后序序列，l1,h1,l2,h2是序列初始和最后结点的下标。 {if(h1>=l1) {post[h2]=pre[l1]; //根结点 half=(h1-l1)/2; //左或右子树的结点数 PreToPost(pre,post,l1+1,l1+half,l2,l2+half-1) //将左子树先序序列转为后序序列 PreToPost(pre,post,l1+half+1,h1,l2+half,h2-1) //将右子树先序序列转为后序序列 } }//PreToPost 32. .叶子结点只有在遍历中才能知道，这里使用中序递归遍历。设置前驱结点指针pre，初始为空。第一个叶子结点由指针head指向，遍历到叶子结点时，就将它前驱的rchild指针指向它，最后叶子结点的rchild为空。 LinkedList head,pre=null; //全局变量 LinkedList InOrder(BiTree bt) //中序遍历二叉树bt，将叶子结点从左到右链成一个单链表，表头指针为head {if(bt){InOrder(bt->lchild); //中序遍历左子树 if(bt->lchild==null && bt->rchild==null) //叶子结点 if(pre==null) {head=bt; pre=bt;} //处理第一个叶子结点 else{pre->rchild=bt; pre=bt; } //将叶子结点链入链表 InOrder(bt->rchild); //中序遍历左子树 pre->rchild=null; //设置链表尾 } return(head); } //InOrder 时间复杂度为O(n),辅助变量使用head和pre,栈空间复杂度O(n)

6、 将顶点放在两个集合V1和V2。对每个顶点，检查其和邻接点是否在同一个集合中，如是，则为非二部图。为此，用整数1和2表示两个集合。再用一队列结构存放图中访问的顶点。 int BPGraph (AdjMatrix g) //判断以邻接矩阵表示的图g是否是二部图。 {int s[]; //顶点向量，元素值表示其属于那个集合（值1和2表示两个集合） int Q[];//Q为队列，元素为图的顶点，这里设顶点信息就是顶点编号。 int f=0,r,visited[]; //f和r分别是队列的头尾指针,visited[]是访问数组 for (i=1;i<=n;i++) {visited[i]=0;s[i]=0;} //初始化，各顶点未确定属于那个集合 Q[1]=1; r=1; s[1]=1;//顶点1放入集合S1 while(f {v=Q[++f]; if (s[v]==1) jh=2; else jh=1;//准备v的邻接点的集合号 if (!visited[v]) {visited[v]=1; //确保对每一个顶点，都要检查与其邻接点不应在一个集合中 for (j=1,j<=n;j++) if (g[v][j]==1){if (!s[j]) {s[j]=jh; Q[++r]=j;} //邻接点入队列 else if (s[j]==s[v]) return(0);} //非二部图 }//if (!visited[v]) }//while return(1); }//是二部图 [算法讨论] 题目给的是连通无向图，若非连通，则算法要修改。

7、在有向图G中，如果r到G中的每个结点都有路径可达，则称结点r为G的根结点。编写一个算法完成下列功能： （1）．建立有向图G的邻接表存储结构； （2）．判断有向图G是否有根，若有，则打印出所有根结点的值。

8、4、 void LinkList_reverse(Linklist &L) //链表的就地逆置;为简化算法,假设表长大于2 { p=L->next;q=p->next;s=q->next;p->next=NULL; while(s->next) { q->next=p;p=q; q=s;s=s->next; //把L的元素逐个插入新表表头 } q->next=p;s->next=q;L->next=s; }//LinkList_reverse

9、本题要求建立有序的循环链表。从头到尾扫描数组A，取出A[i]（0<=i中去查找值为A[i]的结点，若查找失败，则插入。 LinkedList creat(ElemType A[],int n) //由含n个数据的数组A生成循环链表，要求链表有序并且无值重复结点 {LinkedList h; h=(LinkedList)malloc(sizeof(LNode));//申请结点 h->next=h; //形成空循环链表 for(i=0;i {pre=h; p=h->next; while(p!=h && p->data {pre=p; p=p->next;} //查找A[i]的插入位置 if(p==h || p->data!=A[i]) //重复数据不再输入 {s=(LinkedList)malloc(sizeof(LNode)); s->data=A[i]; pre->next=s; s->next=p;//将结点s链入链表中 } }//for return(h); }算法结束

10、编程实现单链表的就地逆置。 23．在数组 A[1..n]中有n个数据，试建立一个带有头结点的循环链表，头指针为h，要求链中数据从小到大排列，重复的数据在链中只保存一个.

11、本题应使用深度优先遍历，从主调函数进入dfs(v)时 ，开始记数，若退出dfs()前，已访问完有向图的全部顶点（设为n个），则有向图有根，v为根结点。将n个顶点从1到n编号，各调用一次dfs()过程，就可以求出全部的根结点。题中有向图的邻接表存储结构、记顶点个数的变量、以及访问标记数组等均设计为全局变量。建立有向图g的邻接表存储结构参见上面第2题，这里只给出判断有向图是否有根的算法。 int num=0， visited[]=0 //num记访问顶点个数,访问数组visited初始化。 const n=用户定义的顶点数; AdjList g ; //用邻接表作存储结构的有向图g。 void dfs(v) {visited [v]=1; num++; //访问的顶点数＋1 if (num==n) {printf(“%d是有向图的根。\n”,v); num=0;}//if p=g[v].firstarc; while (p) {if (visied[p->adjvex]==0) dfs (p->adjvex); p=p->next;} //while visited[v]=0; num--; //恢复顶点v }//dfs void JudgeRoot() //判断有向图是否有根，有根则输出之。 {static int i ; for (i=1;i<=n;i++ ) //从每个顶点出发，调用dfs()各一次。 {num=0; visited[1..n]=0; dfs(i); } }// JudgeRoot 算法中打印根时，输出顶点在邻接表中的序号（下标），若要输出顶点信息，可使用g[i].vertex。