WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 9 | 10 || 12 |

Легко проверить данное отношение есть отношение эквивалентности. Поэтому вся плоскость разбивается на классы эквивалентных точек. Класс эквивалентных точек плоскости называется гранью плоского графа.

Пример. Приведенный ниже граф имеет 4 грани.

Пусть G = (V, E) – плоский граф, такой, что n = |V|, m = |E|, f – число граней.

Теорема 3 (Эйлер). Для всякого плоского связного графа G справедливо соотношение n – m+f = Доказываем индукцией по m при фиксированном n. Поскольку G связен, то m n – 1. Пусть m = n – 1. В силу связности G он является деревом. Значит в G нет циклов и потому f = 1 и теорема справедлива для этого случая.

Пусть она справедлива для всех m, таких, что n – 1 m < m1. Докажем ее для m1.

Пусть G – связный граф, плоский с n вершинами и m1 ребрами, имеющий f граней.

Поскольку m1 > n – 1, то G содержит цикл С. Пусть е – ребро, принадлежащее циклу. Тогда е принадлежит разным граням. Удалим ребро е из графа G. Тогда эти две грани сливаются в одну, при этом граф G1 полученный из G удалением е, связен, поскольку е лежит на цикле.

Граф G1 имеет n вершин, m1 – 1 ребер, f – 1 граней. По предположению индукции справедливо соотношение n – (m1 – 1)+(f – 1) = Отсюда n – m1+f = 2, что и доказывает утверждение. Следовательно, число граней планарного графа определяется соотношением f = m – n+3. Используя теорему Эйлера можно доказывать непланарность конкретных графов.

Пусть G – планарный граф. Обозначим через k – число граней, ограниченных k ребрами.

Поскольку рассматриваются графы без петель и параллельных ребер, то 0 = 1 = 2 = 0.

Справедливы следующие соотношения:

f = 3+4+...

2m = 33+41+...

В первом соотношении просуммированы все грани, во втором – ребра, ограничивающие каждую грань, при этом каждое ребро учитывается дважды.

Рассмотрим граф К3, 3. Для него n = 6, m = 9. Пусть K3, 3 – плоский граф. Тогда должно быть f = 9 – 6+2 = 5 граней.

Для графа K3, 3 нет циклов длины 3, поэтому 3 = 0. Следовательно, должно быть выполнено 5 = 4+5+...

18 = 44+55+...

Отсюда получаем (т.к. k 0), что –2 0 – противоречие.

Рассмотрим теперь граф К5. Для него n = 5, m = 10. Если бы граф К5 был плоским, то должно быть f = 10 – 5+2 = 7. Следовательно, должно быть выполнено 7 = 4+5+...

20 = 44+55+...

Отсюда следует, что –1 0 – противоречие.

В качестве упражнения предлагается доказать, что граф Е4 – (четырехмерный куб) – не является планарным.

4. Имеется несколько критериев планарности графа. Приведем без доказательства критерий Понтрягина-Куратовского. Для этого определим понятие гомеоморфизма графа. Операцией разбиения ребра e = (u, v) называют операцию замены ребра е двумя ребрами e1 = (u, w) и e2 = (w, v), где w – новая вершина. Два графа называют гомеоморфными, если они могут быть получены из одного графа с помощью операций разбиения ребер.

Справедлива Теорема (Понтрягин-Куратовский). Граф планарен тогда и только тогда, когда он не содержит подграфов, гомеоморфных К3, 3 или К5.

5. Для характеристики непланарных графов используются различные меры, из которых укажем две. Толщина графа G есть число t(G) – наименьшее число его планарных подграфов, объединение которых дает граф G. Очевидно, что толщина планарного графа есть 1.

Приведем значение толщины некоторых графов:

n + t(Kn ) = n + t(En ) = mn t(Kmn ) =, 2(m + n - 2) Здесь [x], ]x[ – ближайшие целые для х, удовлетворяющие [x] x ]x[.

Род графа G определяется как минимальное число ручек (G), которые надо прикрепить к сфере, чтобы уложить граф G. Ясно, что для плоского графа G (G) = поскольку укладка на плоскости равносильна укладке на сфере.

Приведем значения рода некоторых графов.

(En ) = 1 + (n - 4)2n-(n - 3)(n - 4) (Kn ) = (m - 2)(n - 2) (Kmn ) =, § 7. Раскраска графов Пусть G = (V, E) – некоторый граф. Пусть {1, 2,..., k} – множество "цветов".

Отображение f: V {1, 2,..., k} называют k-раскраской вершин графа G. К-раскраска называется правильной, если (v1, v2) (v1, v2) E f(v1) f(v2).

т.е. смежные вершины получают различную окраску. Граф G называется kраскрашиваемым, если для него существует правильная k-раскраска. Наименьшее k, для которого граф G является k-раскрашиваемым, называется хроматическим числом графа G (обозначение: x(G)). Если x(G) = k, то граф G называется k-хроматическим.

Существует ряд задач кибернетики, которые приводят к раскраске графа (задачи составления расписаний, обслуживания и др.).

Заметим сначала, что для любого натурального n существует граф G, такой, что x(G) = n. Примером такого графа является Kn. Очевидно, что x(Kn) = n.

Ясно, что 1-хроматические графы это графы, состоящие из изолированных вершин. 2-хроматические графы – это двудольные графы и только они.

В настоящее время нет описания k-хроматических графов при k 3. Нет также эффективных алгоритмов нахождения хроматического числа графа. Однако, имеются хорошие оценки хроматического числа.

Теорема 1. Пусть p – максимальная степень вершин графа G = (V, E). Тогда справедливо неравенство x(G) p+ Индукция по n = |V|. Выберем произвольную вершину v V и удалим ее вместе с инцидентными ей ребрами. Получим граф G, у которого максимальная степень вершин р, причем р p. Число вершин у G равно n – 1 и по индукции для G имеется (p+1)-раскраска, а значит и (p+1)-раскраска. Тогда (p+1) – раскраску для G можно получить так: окрасим v в цвет, отличный от цветов вершин, смежных с ней, число которых не больше p. Для планарных графов данную оценку можно уточнить (используем обозначения предыдущего параграфа).

Теорема 2. Любой планарный граф 6-раскрашиваем.

Заметим сначала, что для связного планарного графа G = (V, E) выполнено 2m – 3f 0.

Это следует из равенств:

f = 3+4+...

2m = 33+44+...

По теореме Эйлера должно выполняться n – m+f = 2. Отсюда получаем 3n – m 6.

Покажем теперь, что в планарном графе существует вершина степени не выше 5.

Пусть напротив, все вершины имеют степень не меньшую, чем 6. Поскольку deg(v) = 2m, то отсюда следует, что должно быть 2m 6n или m 3n.

Два последние неравенства приводят к противоречию.

Теперь доказываем утверждение теоремы индукцией по n = |V|.

Пусть для всех планарных графов G = (V, E) с |V| < n0 утверждение верно. Пусть G – граф с |V| = n0. По предыдущему, в G есть вершина v степени не выше 5. Удалим v вместе со смежными ей ребрами и получим граф G с n0 – 1 вершинами, планарный. По предположению индукции x(G) G. Пусть v1,..., vk – вершины G, смежные с v. Имеем k 5. Для раскраски G используем для v цвет, отличный от цветов v1,..., vk. Следовательно, x(G) G. Усложнив рассуждения, можно доказать, что x(G) 5 для всякого планарного графа. Гипотеза 4х красок для планарного графа была сформулирована А. Кэли в году и утверждала, что x(G) = 4.

Данная гипотеза была подтверждена в 1978 году Аппелем Т. и Хакеном М. Соответствующее доказательство использовало ЭВМ и пока оно не имеет проверки в традиционном понимании.

§ 8. Потоки в сетях.

В этом пункте будут рассмотрены основы важного направления, связанного с изучением потоков в сетях. На практике постоянно приходится сталкиваться с различного рода сетями - например, транспортные сети, сети связи, электрические сети и т.п., поэтому математическое изучение таких сетей имеет важное прикладное значение. В теории сетей большую роль играют графические методы. Предварительно рассмотрим пример.

v4 3 1 v vw 4 Рис. 1.

Пусть отправитель v хотел бы послать получателю w несколько предметов. Числа на дугах графа на рис. 1 обозначают максимальное число предметов, которое можно послать по соответствующим каналам. Для отправителя v представляет существенный интерес знать, какое максимальное количество предметов он может послать, не превышая допустимую пропускную способность каждого канала.

Будем называть сетью N ориентированный граф, каждой дуге которого e приписано неотрицательное действительное число (e), называемое ее пропускной способностью. Другими словами, сеть N есть пара (Г, ), где - Г - ориентированный граф, а - функция, отображающая множество дуг графа Г в множество неотрицательных действительных чисел. По аналогии с терминологией для ориентированных графов можно определить полустепень исхода вершины v для сети N как сумму пропускных способностей дуг вида (v, x). Аналогично определяется полустепень захода вершины. Ясно, что сумма полустепеней исхода всех вершин в сети равна сумме полустепеней захода.

Будем предполагать, что ориентированный граф Г содержит точно одну вершину v, у которой полустепень захода равна нулю, и точно одну вершину, у которой полустепень исхода равна нулю. Эти вершины называются источником и стоком соответственно.

Пусть дана сеть N = (Г, ). Определим поток через сеть как функцию, сопоставляющую каждой дуге e из Г неотрицательное действительное число (e), которое называется потоком через e, причем функция удовлетворяет условиям:

1) (e) (e) для любой дуги e.

2) В сети (Г, ) полустепень исхода равна полустепени захода для любой вершины, отличной от источника и стока. Данные условия означают, что поток через любую дугу не превышает ее пропускной способности и что поток “входящий” в любую вершину (отличную от источника и стока) равен “исходящему” из нее потоку. Ясно, что сумма потоков через дуги, инцидентные источнику, равна сумме потоков через дуги, инцидентные стоку. Эта сумма называется величиной потока. Нас будут интересовать потоки, имеющие наибольшее значение, эти потоки называются максимальными. Например, для сети на рис. 2 максимальным потоком будет поток, равный 6. Он изображен на рис. 2 ниже.

v 3 0 v 2 v2 1 0 w 2 1 vДля сети N = (Г,) определим понятие разреза, как такого множества А дуг графа Г, что любая ориентированная простая цепь из v в содержит дугу из А. Пропускной способностью разреза А называется сумма пропускных способностей принадлежащих А дуг.

Минимальным называется такой разрез, у которого пропускная способность принимает наименьшее значение. Например, для сети на рис. 1 множество дуг (v1, ), (v3, ) является разрезом. Его пропускная способность равна 6, т.е. совпадает с величиной максимального потока. Дуга e, для которой (e) = (e), называется насыщенной. Поток, при котором (e) = 0 для всех дуг e, называется нулевым.

Заметим, что величина любого потока не превышает пропускной способности любого разреза и, значит, величина максимального потока не превосходит пропускной способности минимального разреза. Оказывается, что эти два числа равны между собой.

Соответствующий результат известен, как теорема Форда-Фалкерсона.

Теорема 1. Во всякой сети величина минимального разреза потока равна пропускной способности любого минимального разреза.

В силу замечания о том, что величина любого максимального потока не превышает пропускной способности любого минимального разреза, достаточно доказать, что существует разрез, пропускная способность которого равна величине данного максимального потока. Действительно, путь - максимальный поток. Определим два множества вершин сети V и W следующим образом: пусть G - скелетный граф для графа Г.

Тогда вершину z сети N включаем в множество V тогда и только тогда, когда в G существует простая цепь из v в z: v = v0, v1, …, vm-1, vm = z, обладающая тем свойством, что любое ее ребро {vi, vi+1} соответствует либо не насыщенной дуге (vi, vi+1), либо дуге (vi+1, vi), через которую проходит не нулевой поток. Очевидно, что множество V содержит вершину v. Пусть множество W есть дополнение множества V в множестве вершин сети N. Покажем, что множество W содержит вершину w. Если это не так, то w принадлежит множеству V. Значит существует простая цепь v, v1, …, vm-1, w такая, что ребро {vi, vi+1} соответствует либо ненасыщенной дуге (vi, vi+1), либо дуге (vi+1, vi) с ненулевым потоком. Определим положительное число, удовлетворяющее условиям:

а) Для дуг первого типа число не превышает величину разности пропускной способности каждой дуги и соответствующего ей потока.

б) Для дуг второго типа число не превышает величины потока через каждую из них.

Теперь заметим, что если потоки через дуги первого типа увеличить на, а потоки через дуги второго типа уменьшить на, то величина потока увеличится и станет равной +. Однако это противоречит предположению о максимальности потока. Значит w содержится в множестве W.

Обозначим теперь через R множество дуг вида (x, y), где x V, y W. Ясно, что R является разрезом. Далее, каждая дуга (x, y) из R является насыщенной, поскольку в противном случае y должна принадлежать множеству V. Значит сумма потоков дуг по разрезу R равна его пропускной способности, а с другой стороны, равна величине потока. Значит R и есть искомый разрез.

Данная теорема еще не дает алгоритма построения максимального потока через сеть. Приведем такой алгоритм для целочисленного потока. Алгоритм построения максимального потока состоит из трех этапов.

1. Отыскание какого-нибудь потока. Строим произвольный поток, удовлетворяющий условиям сохранения потока в каждой внутренней вершине и условиям на пропускную способность дуг. За можно взять нулевой поток.

2. Отыскание полного потока, т.е. такого потока, у которого любой ориентированный путь из v в w содержит насыщенную дугу. Если поток не полный, то существует путь из v в w, все дуги которого не насыщены. Увеличивая поток по этому пути до насыщения одной из дуг получаем новый поток, величина которого превосходит исходный поток.

3. Отыскание максимального потока. Для этого применяем следующую процедуру.

3.1. Помечаем вершину v символом o. Если вершина vi помечена, то помечаем символом + i все непомеченные вершины, в которое из vi идут не насыщенные дуги, и символом - i все непомеченные вершины, из которых идут дуги в вершину vi с ненулевым потоком.

3.2. Если продолжая таким образом, вершина w оказалась помеченной, то это означает, что существует цепь из v в w, все вершины которой помечены. Увеличивая поток во всех дугах цепи на 1, у которых направление совпадает с прохождением пути, и уменьшая поток на 1 во всех дугах, направление которых обратно прохождению пути.

Ясно, что поток в сети увеличивается на 1. Повторяем шаги 3.1. и 3.2. до тех пор, пока вершину w удается пометить.

Pages:     | 1 |   ...   | 9 | 10 || 12 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.