- •5. Элементы теории графов
- •5.1. Основные понятия
- •5.2. Определение и способы задания графов определение
- •1. Списки ребер
- •2. Матрицы смежности
- •3. Матрицы инциденций
- •4. Списки смежности
- •5.3. Изоморфизм графов
- •Определение
- •5.4. Планарность графов
- •Определение
- •Определение
- •Определение
- •Определение
- •5.5. Пути и связность в графах
- •Определение
- •Определение
- •Упражнения
- •5.6. Транзитивное замыкание графов определение
- •5.7.Деревья
- •Определение
- •Определение
- •Теорема 5.4
- •Определение
- •5.8. Цикломатика графов
- •5.8.1. Циклы эйлера и гамильтона
- •Определение
- •Доказательство
- •Индуктивное предположение
- •Определение
- •5.8.2. Фундаментальное множество
- •Доказательство
- •Определение
- •Теорема 5.8
- •5.9. Внутренне и внешне устойчивые
- •Определение
- •Определение
- •Определение
- •Определение
- •Теорема 5.10
- •Теорема 5.11
- •Доказательство
- •5.10. Хроматическое число графа
- •Определение
- •Определение
- •Теорема 5.12
- •Теорема 5.13
- •Доказательство
5.10. Хроматическое число графа
Будем рассматривать неориентированные графы без петель. Граф G называется p-раскрашиваемым, если все его вершины можно раскрасить с использованием p цветов так, чтобы никакие две соседние вершины G не были окрашены одинаково.
Иначе говоря, p-раскраска графа G = (V, U) это такое разбиение множества V на p непустых подмножеств V1, ... , Vp, что всякое ребро из U соединяет вершины из разных множеств разбиения.
Например, граф, изображенный на рис. 5.30, является 3-раскрашиваемым и 4-раскрашиваемым, но не является 2-раскрашиваемым.
Рис. 5.30
ОПРЕДЕЛЕНИЕ
P – раскраской графа G = (V, U) называется разбиение V на множества V1, . . . , Vp, для которого выполнено условие:
(a, b) U (a Vi b Vj i j).
Определение
Хроматическим числом графа G называется такое минимальное число k, для которого существует k-раскраска этого графа.
Хроматическое число определено для всякого неориентированного графа G, не имеющего петель, и обозначается как (G).
Упражнение. Определить хроматическое число полного графа с n вершинами.
Нетрудно видеть, что если граф G содержит подграф, являющийся полным графом с n вершинами, то (G) n.
Обратное свойство не имеет места, т.е. произвольный граф G с (G) = n не обязательно содержит полный подграф с n вершинами.
Н апример, для графа, изображенного на рис. 5.31, значение ( G) = 4. Однако в G не содержит полных подграфов с четырьмя вершинами.
Рис. 5.31
Определение
Граф G называется критическим, если для любого его собственного подграфа G1 справедливо неравенство
(G1) < (G).
Теорема 5.12
Всякий граф G содержит критический подграф G*, для которого выполняется равенство (G) = (G*).
Доказательство
Пусть G = (V, U) произвольный граф. Возможны два случая.
1. G это критический граф. В этом случае положим G* = G.
2. G не является критическим графом. Тогда он имеет собственный подграф G1, для которого (G) = (G1).
Заменим граф G на G1, и для него повторим предыдущие рассуждения.
При этом убывает число вершин или ребер в графах, получаемых на последовательно выполняемых шагах. Поэтому через конечное число шагов будет получен последний граф Gk, для которого (G) = (Gk). Этот граф является критическим подграфом исходного графа G, т.е. G* = Gk.
Доказательство окончено.
Теорема 5.13
Если G = (V, U) критический граф, для которого (G) = k, то степени всех его вершин не меньше k 1.
Доказательство
Предположим противное. Пусть G = (V, U) некоторый критический граф, для которого (G) = k и существует такая вершина v V, что d(v) < k 1.
Удалим из G эту вершину вместе с ведущими в неё ребрами. Поскольку G это критический граф, то для графа G* выполнено неравенство (G*) k 1.
Возьмем произвольную раскраску графа G*, использующую не более k – 1 цветов. Аналогично раскрасим вершины графа G, отличные от вершины v.
Рассмотрим вершину v графа G. Соседние с ней вершины раскрашены с использованием не более чем k 2 разных цветов. Поэтому вершина v может быть раскрашена в еще один из k – 1 выбранных цветов.
Полученная раскраска является k – 1 раскраской графа G.
Последнее противоречит тому, что (G) = k.
Доказательство окончено.
Если граф G имеет хотя бы одно ребро, то (G) 2.
Построим описание множества графов, хроматическое число которых равно 2. Они называются 2-хроматическими графами.
ТЕОРЕМА 5.14 (Критерий 2-хроматичности графов)
Если граф G неориентированный граф без петель, имеющий хотя бы одно ребро, то (G) = 2 тогда и только тогда, когда G не имеет элементарных циклов нечетной длины.
Доказательство
Необходимость. ( ) Пусть задан неориентированный граф G = (V, U) , не имеющий петель, для которого (G) = 2. Предположим, что в G имеются элементарные циклы нечетной длины.
Пусть С = v0, . . . ,v2k+1, где v2k+1 = v0, элементарный цикл в G, имеющий нечетную длину.
Возьмем 2-раскраску графа G. Тогда все вершины цикла С, имеющие четные номера, раскрашены в один цвет, а вершины этого же цикла с нечетными номерами раскрашены в другой цвет.
Вершины v0 и v2k+1 цикла С совпадают и имеют четный и нечетный номера. Следовательно, одна и та же вершина графа должна быть раскрашена в разные цвета. Полученное противоречие означает, что предположение о существовании элементарных циклов нечетной длины в 2-хроматическом графе G является неверным.
Поэтому G не может содержать элементарных циклов нечетной длины.
Достаточность. ( )
Проведем доказательство в предположении связности графа G. Если G имеет несколько компонент связности, то проводимое доказательство справедливо для каждой компоненты связности этого графа, а значит, и для всего графа G.
Пусть связный граф G не имеет элементарных циклов нечетной длины.
Возьмем два цвета, которые обозначим как b и w.
Раскрасим все вершины G с помощью следующей процедуры.
1. Произвольную вершину v графа G раскрасим в цвет b.
2. Еще нераскрашенные вершины, соседние с вершинами, которые окрашены в цвет b, раскрасим в цвет w.
3. Все нераскрашенные вершины, которые являются соседними с вершинами, окрашенными в цвет w, раскрасим в цвет b.
4. Действия 2 и 3 повторяются, пока в G остаются не раскрашенные вершины.
Через конечное число шагов все вершины графа G будут раскрашены с использованием двух цветов.
Покажем, что выполненное раскрашивание вершин G является 2-раскраской этого графа.
Предположим противное. В графе G некоторые соседние вершины v1 и v2 раскрашены одинаково.
Из определения процесса раскрашивания вершин графа G следует существование таких простых путей W1 и W2, ведущих из v в вершины v1 и v2, длины которых имеют одинаковую четность. Данная ситуация изображена на рис. 5.32.
v
W1 v 3 W2
v1 v2
Рис. 5.32
На этом рисунке пунктирные линии представляют пути в G. Здесь v3 последняя общая вершина путей W1 и W2. Тогда последовательность вершин v3, . . . , v2, v1, . . . , v3 образует цикл нечетной длины. Это противоречит предположению об отсутствии таких циклов в графе G.
Поэтому приведенное раскрашивание G является его 2раскраской.
Доказательство окончено.
Графы с хроматическим числом 2 называются двудольными.
По определению граф G = (V, U) является двудольным, если множество его вершин может быть разбито на два класса V1 и V2 так, что всякое ребро в U соединяет вершины из разных классов.
Примером двудольного графа является граф K3,3.
Двудольными графами можно представлять словари соответствия слов в двух языках. Вершины таких графов соответствуют словам, а ребра соединяют пары слов разных языков, имеющих общий смысл.
В заключение отметим, что одна из интерпретаций раскрасок графов связана с распределением вершин графа по классам вершин, связи между которыми более сильны, чем связи с остальными вершинами. В частности, построение таких классов вершин позволяет решать задачи классификации и распознавания образов.