离散考前预习
我想及格啊╥﹏╥
一、命题逻辑
1-1 命题逻辑及其表示法
只有确定真值的陈述句才是命题。
1-2 联结词
真值的确定方法:
合取:∧ ,同真则真。
析取:∨ ,同假则假。
条件:→,前真后假则假。
双条件:↔,同真异假。
1-3 命题公式与翻译
略
1-4 真值表与等价公式
枚举所有情况,通过运算,即可得到所需式子的真值。
命题定律:
满足结合律,交换律,吸收率。
德摩根率:¬(P∨Q)⟺¬P∧¬Q
¬(P∧Q)⟺¬P∨¬Q
1-5 重言式与蕴含式
重言式:永真式。
矛盾式:永假式。
定理
A⟺B 当且仅当A↔B为重言式。
当且仅当P→Q是一个永真式时,我们称P蕴含Q,记作P⇒Q。
1-6 其他联结词
应该不考
1-7 对偶与范式
对偶:式子中∧与∨相互取代,T与F相互取代。
合取范式
具有如下型式:
A1∧A2∧.....∧An(n>=1)
析取范式
具有如下型式:
A1∨A2∨.....∨An(n>=1)
求一个命题公式的合取范式或者析取范式
将其他联结词化为∧,∨,¬,运算。
求主析取范式与主合取范式
真值表中该式子为真的所有命题变元合取的析取为主析取范式。
真值表中该式子为假的所有命题变元取反后析取的合取为主合取范式。
例如:
所有(P∧Q)∨(¬P∧R)为T的命题变元为
1、P,Q,R
2、P,Q,¬R
3、¬P,Q,R
4、¬P,¬Q,R
则(P∧Q)∨(¬P∧R)的主析取范式为(P∧Q∧R)∨(P∧Q∧¬R)∨(¬P∧Q∧R)∨(¬P∧¬Q∧R)。
所有(P∧Q)∨(¬P∧R)为F的命题变元为
1、P,¬Q,R
2、P,¬Q,¬R
3、¬P,Q,¬R
4、¬P,¬Q,¬R
则(P∧Q)∨(¬P∧R)的主合取范式为(¬P∨Q∨¬R)∧(¬P∨Q∨R)∧(P∨¬Q∨R)∧(P∨Q∨R)。
注意主合取范式要取反。
1-8 推理理论
1、P→Q⟺¬P∨Q
2、¬(P→Q)⟺P∧¬Q
3、P→Q⟺¬Q→¬P
4、P→(Q→R)⟺(P∧Q)→R
5、 P↔Q⟺(P→Q)∧(Q→P)
三、集合与关系
3-1 集合的概念和表示法
幂集
给定集合A,由集合A的所有子集为元素组成的集合,称为集合A的幂集,记作Φ(A)。
如果A有n个元素,其幂集有2n个元素。
证明:对于集合中的每个,有选与不选两种选法,由乘法原理,得幂集中元素个数为2∗2∗2...∗2(n个2)。
那么在写幂集所有元素时,可根据此证明来写。
幂集的嵌套
例:Φ(Φ(∅))
设A=Φ(∅),对于Φ(A),有Φ(A)={∅,{ A}};对于A,有A=Φ(∅)={∅},则有Φ(Φ(∅))=Φ(A)={∅,{∅}}。
3-2 集合的运算
集合的补
设A,B为任意两个集合,所有属于A而不属于B的元素组成的集合S称为B对于A的补集,或相对补,记作A−B。
设E为全集,则E−A为A的绝对补,记作~A(补集)。
性质
显然
~( ~A)= A。
~E=∅。
~∅=E。
A∩~A=∅。
A∪~A=E。
~(A∪B)=~A∩~B。
~(A∩B)=~A∪~B。
定理
不知道考不考,先抄上
A−B=A∩~B。
A−B=A−(A∩B)。
A∩(B−C)=(A∩B)−(A∩C)。
集合的对称差
设A和B的对称差为S,S中的元素属于AorB,且不能即属于A又属于B。
性质
不写了,我赌他不考
3-3 包含排斥原理
容斥原理居然不学,这河里吗
3-4 序偶与笛卡尔积
序偶
确定次序的两个元素的集合,可推展为n元组(套娃)
直接看作pair(bushi
笛卡尔积
序偶的运算
长这样
定理
证明
我赌他不考
3-5 关系及其表示
二元关系
任一序偶的集合,确定了一个二元关系R。
若有<x,y>在R中,记作<x,y>∈R或xRy。
X到Y的关系
X×Y的任何字集,都定义一种关系R,称作X到Y的关系。
空关系与全域关系
其中X×Y的子集∅为空关系;
X×Y的子集X×Y为全域关系
恒等关系
设IX是X上的恒等关系,则IX内的元素均为<x,x>。
例:
A={1,2,3},那么其恒等关系IA={<1,1>,<2,2>,<3,3>}
例:
n个元素的集合上,可以定义2n2种关系。
前域、值域
若有<x,y>∈R,则所有x组成的集合称为前域(定义域),所有y组成的集合称为值域。
相关定理不抄了,我赌他不考
关系的表示
关系矩阵(邻接矩阵)
关系图(有向图)
根据图画矩阵或者根据矩阵画图。
3-6 关系的性质
自反性
对于集合X中的所有元素x,都存在<x,x>。
在关系矩阵中,表现为对角线上所有元素都为1;在关系图中,表现为每个结点都有自回路。
例题:
反自反性
对于集合X中的所有元素x,都不存在<x,x>。
在关系矩阵中,表现为对角线上所有元素都为0;在关系图中,表现为每个结点都没有自回路。
例题:
对称性
在关系矩阵中,关于主对角线对称;在关系图中,若两结点有边,必是往返两条。
反对称性
在关系矩阵中,关于主对角线对称的元素不能同时为1(可以同时为0);在关系图中,若两结点有边,只有一条单向边。
传递性
如果x,y,z∈X,且<x,y>∈R,<y,z>∈R,那么有<x,z>∈R。
在关系矩阵中,如果M[i,j]=1且M[j,k]=1,则M[i,k]=1。
在关…关系图被我吃了
直接两重循环枚举所有情况,这样不会漏。
例题:
3-7 复合关系和逆关系
复合关系
设R是X到Y的关系,S是 从Y到Z的关系,则R∘S称为R和S的复合关系。表示为R∘S={x∈X∧z∈Z∧(∃y)(y∈Y∧<x,y>∈R∧<y,z>∈S)}
显然R∘S是X到Z的关系。
合成运算是对关系的二元运算,它能够由两个关系生成一个新的关系。
例题:
已知X={1,2,3,4},Y={2,3,4},Z={1,2,3}。
R={<x,y>∣x∈X∧y∈Y∧x+y=6};
S={<y,z>∣y∈Y∧z∈Z∧y−z=1}。
求R∘S,S∘R。
先写出R和S。
R={<2,4>,<3,3>,<4,1>},S={<2,1>,<3,2>,<4,3>}。
R∘S中的元素,即在R中如果有<x,y>,在S中如果有<y,z>,那么R∘S就是元素<x,z>的集合。
S∘R同理。注意顺序关系。
R∘S={<2,3>,<3,2>,<4,2>}。
S∘R={<3,4>,<4,3>}。
定理1:
(R1∘R2)∘R3=R1∘(R2∘R3)
关系的幂运算
自己与自己运算。
定理
对于有穷集A和A上的关系R,R的不同次幂只有有限个。
矩阵运算不学了
逆关系
设R为X到Y的二元关系,如将R中每一序偶的元素顺序互换,所得的集合称为R的逆关系,记作Rc。
如有R={<1,a>,<2,b>,<3,c>},那么Rc={<a,1>,<b,2>,<c,3>}
定理
1、(R1∪R2)c=R1c∪R2c
2、(R1∩R2)c=R1c∩R2c
3、(A×B)c=B×A
4、(R1−R2)c=R1c−R2c
5、(T∘S)c=Sc∘Tc
6、设R为X上的二元关系,则
a)R是对称的,当且仅当R=Rc。
b)R是反对称的,当且仅当R∩Rc⊆IX。
7、(Rˉ)c=Rcˉ,其中Rˉ=A×B−R。
例题
Rˉ是属于A×A但不属于R的。
3-8 关系的闭包运算
闭包
R的自反,对称,传递闭包,记作r(R),s(R),t(R)。
定理
设R是X上的二元关系,那么
a)R是自反的,当且仅当r(R)=R。
b)R是对称的,当且仅当s(R)=R。
c)R是传递的,当且仅当t(R)=R。
闭包的求法
自反闭包的求法
r(R)=R∪IX。
对称闭包的求法
s(R)=R∪Rc。
传递闭包的求法
Warshall算法
矩阵运算
三重循环
对于每一列i,遍历所有行,如果当前行A[j,i]为1,对当前行所有元素与第i行进行逻辑加。
1 2 3 4 5 6 7 8
| for(int i = 1; i <= n; i++ ){ for(int j = 1; j <= n; j ++ ) if (A[j,i] == 1) { for (int k = 1; k <= n; k ++ ) A[j,k] = A[j,k] 逻辑加 A[i,k]; } }
|
例题
设A={a,b,c,d},给定A上的关系R为R={<a,b>,<b,a>,<b,c>,<c,d>},求t(R)。
得关系矩阵MR如下:
⎣⎡0100100001000010⎦⎤
按照Warshall算法的步骤来求解:
首先看第一列,此时i=1:
扫描第1列的每一行,其中M[2,1]为1,那么第i(1)行与第j(2)行进行逻辑加运算,结果赋到第j行,得:
⎣⎡0100110001000010⎦⎤
第一列扫描完成,扫描第二列,此时i=2:
扫描第二列的每一行,其中M[1,2],M[2,2]为1。
第i(2)行与j(1)行进行逻辑加操作,结果赋到第j行,得:
⎣⎡1100110011000010⎦⎤
第i(2)行与第j(2)行进行逻辑加操作,MR不变。
第二列扫描完成,扫描第三列,此时i=3:
扫描第三列的每一行,其中M[1,3],M[2,3]为1.
第i(3)行与第j(1)进行逻辑加操作,结果赋到第j行,得:
⎣⎡1100110011001010⎦⎤
第i(3)行与第j(2)进行逻辑加操作,结果赋到第j行,得:
⎣⎡1100110011001110⎦⎤
第三列扫描完成,扫描第四列,此时i=4:
扫描第四列的每一行,其中M[1,4],M[2,4],M[3,4],M[4,4]为1,
第i(4)行与第j(1,2,3,4)行进行逻辑加操作,结果赋到第j行,第四行全为0,MR不变。
t(R)的最终结果为:
⎣⎡1100110011001110⎦⎤
3-9 集合的划分与覆盖
划分与覆盖
设有:A={1,2,3}。
覆盖:集合的所有元素等于A。
划分:集合的所有元素等于A,但子集相交为空集。
最大划分与最小划分
交叉划分
定义:若A={A1,A2...Am}与B={B1,B2,...Bm}都是集合X的划分,则其中所有的Ai∩Bi组成的集合C,则C是A与B两种划分的交叉划分。
A和B为同一集合X的两种不同划分。
例如:X表示所有学生。
A={男生,女生},B={山东籍学生,非山东籍学生}
C={山东籍男生,山东籍女生,非山东籍男生,非山东籍女生}
交叉划分中所有元素的并为 X。
交叉划分是原来各划分的加细。(字面意思)
4个元素的集合有15种不同的划分。
3-10等价关系与等价类
等价关系
在集合上满足自反,传递,对称。
完全关系(全域关系):集合A上的完全关系是A×A。
等价类
定义:
R是A上的等价关系,a∈A,由a确定的集合[a]R:
[a]R={x∣x∈A∧<a,x>∈R}
则 x∈[a]R⟺<a,x>∈R
例:A={1,2,3,4,5,6,7},R是A上的模3同余关系。
[1]R={1,4,7}=[4]R=[7]R 余数为1的等价类。
[2]R={2,5}=[5]R,余数为2的等价类。
[3]R={3,6}=[6]R,余数为0的等价类。
等价类性质
1、R是A上等价关系,任意a∈A,若x,y∈[a]R,必有<x,y>∈R。
2、a,b∈A,[a]R∩[b]R=∅,当且仅当<a,b>!∈R
3、若aRb,即<a,b>∈R ,则[a]R=[b]R。
4、R的所有等价类构成的集合是A的一个划分。
这个划分即商集。
由等价关系图求等价类
独立子图个数 等于 不同的等价类个数
等价关系R1有三个独立子图,即有三个等价类。
R2有两个独立子图,即有两个等价类。
商集
定义: R的所有等价类构成的集合称之为A关于R的商集。记作A/R。即A/R={[a]R∣a∈A}。
集合A上的一个等价关系R,决定了A的一个划分,该划分就是商集A/R
秩
商集中的元素个数(即等价类个数)称为等价关系R的秩。
求出所有的等价关系
所有划分并上I。
3-11 相容关系
不作要求
3-12 序关系
偏序关系和偏序集
设R为定义在集合A上的一个关系,若R是:
a)自反的
b)反对称的
c)传递性
则R称为偏序关系,记为≼。序偶<A,≼>称作偏序集。
例题
验证偏序关系:
可以用关系图或者关系矩阵:
y盖住x
COVA={<x,y>∣x,y∈A;y盖住x}。
哈斯图
如果y盖住x那么在哈斯图中,y在x上面。
正整数m=12的因子的整除关系的哈斯图:
哈斯图的一种简单画法
不难发现,哈斯图的画法麻烦在于确定层次,只要确定了层次,就能根据盖住关系连上线。
第一步:找出元素集合值域中没出现的放在顶层。
第二步:去掉顶层中所有元素前域的所有关系。
举例:
<{2,3,6,12,24,36},整除>,画出哈斯图。
下面列举出所有步骤:
当前所有关系为<2,6>,<2,12>,<2,24>,<2,36>,<6,12>,<6,24><6,36>,<3,6>,<3,12>,<3,24>,<3,36>,<12,24>,<12,36>。
值域中没出现的元素为2,3。
我们把2,3放在顶层,并删去所有以2,3为前域的所有关系。
此时哈斯图为
剩余关系为:
<6,12>,<6,24><6,36>,<12,24>,<12,36>
此时值域为12,24,36,其中6是没出现过的。
把6放在顶层,此时哈斯图为:
删去顶层元素6为前域的所有关系,此时剩余关系为:
<12,24>,<12,36>
当前值域为24,36,其中12是没有出现过的。
把12放在顶层,此时哈斯图为:
删去顶层元素12为前域的所有关系,此时剩余关系为(这时候不用删了,直接放最顶层)。
得到哈斯图:
哈斯图是简化的关系图
(1)自反性:每个顶点都有自回路,省去自回路。
(2)反对称性:从小到大安置顶点,可省略箭头。
(3)传递性:如果有(a,c),(b,c),(a,c),只画(a,b),(b,c),省略(a,c)。
链(反链)
在偏序集<A,≼>的一个子集中,如果每两个元素都是有关系的,则这个子集为链;
如果每两个元素都是无关的,称这个子集为反链。
全序关系(线序关系)
如果是一个链,则为全序关系(线序关系)。
极大元(极小元)
<A,≼>是一个偏序集合,B是A的子集,存在元素b,x≼B中所有元素,则称b是B的极大元。
理解:
a)极大元必须来自集合B。
b)极大元不必与集合中所有元素都有关系。
c)哈斯图中,B的元素没有比极大元更靠上的。
重点是不必与所有元素都有关系。
极小元同理。
最大元(最小元)
理解:
a)最大元必须来自集合B。
b)最大元必须与集合中所有元素都有关系。
c)哈斯图中,B的元素没有比极大元更靠上的。
最大元和最小元不一定存在,但如果存在,那么肯定是唯一的。
上界(下界)
上界:与最大元定义类似,不同的是不限制在B中,而是在A中。
理解:
a)不一定要来自集合B
b)上界要和B中所有元素可比。
c)上界在哈斯图中比B中所有元素都靠上。
下界同理。
上确界(下确界)
上确界是最小的的上界,下确界是最大的下界。
上确界(下确界)有且只有一个。
上确界是上界中的最小元,下确界同理。
找上下(确)界的方法
通过定义不难发现,只要找到与B中所有元素有关系的元素,就能解决问题。那么问题就转化为从A中找出与B中所有元素都有关系的元素。
找最大元同样需要判断是否都有关系。
在哈斯图中,如果两个结点之间连通,并且是逐级递增(递减),即不能回溯,那么这两个元素就有关系。
下面举例说明:
在上图中,我们称a,j是有关系的,一条可行的路线是a,c,f,h,j、
而a,b是没有关系的,因为如果要到达,只能a,c,f,b,但是在这个过程中出现了回溯f−>b,所以a,b是没有关系的。
例题:
对于B:在全局中查找与B有关系的,分别是h,i,j,k,显然他们都是上界,无上确界,因为没有最小元。
对于B′:全局查找与B′有关系的,分别是a,b,c,d,e,f,g,显然他们都是下界,无下确界,因为没有最大元。
对于B′′:有关系的是k,a,其中k是上界,同时也是上确界;a是下界,同时也是下确界。
练习题:
良序
任一偏序集合,假如它的每一个非空子集存在最小元素,这种偏序集称为良序的。
定理:
每一个良序集合,一定是全序集合。
每一个有限的全序集合,一定是良序集合。
良序集合是全序集合的子集。
五、代数系统
5-1 代数系统的引入
n元运算
集合上n个元素的运算。
对于集合A,一个从An到B的映射,称为集合A上的一个n元运算,若B⊆A则称该n元有运算是封闭的。
代数系统
一个非空集合A连同若干个定义在该集合上的运算f1,f2....fk所组成的系统就称为一个代数系统,记作<A,f1,f2...fk>。
例如整数集合上的加法运算和乘法运算组成的代数系统:<I,+,∗>。
5-2 运算及其性质
*对Δ可分配
设∗和Δ是定义在集合A上的两个二元运算,如果对于任意的x,y,z∈A,都有
x∗(yΔz)=(x∗y)Δ(x∗z);
(yΔz)∗x=(y∗z)Δ(z∗x),那么称运算∗对于Δ是可分配的。
∗对于Δ可分配不代表Δ对于∗是可分配的。
幺元
任何元素与它运算都为这个元素本身。
设集合中有元素x,∗是集合上的一个二元 运算,若有el∗x=x,则称el为集合中关于运算∗的左幺元;若有x∗er=x,则称eR为集合中关于运算∗的右幺元。如果一个元素e既是左幺元又是右幺元,则称e为集合中关于运算∗的幺元。
定理
设∗是定义在集合上A的一个二元运算,且在A中有关于运算∗的左幺元el和右幺元er,则el=er=e,且幺元唯一。
零元
类似幺元。
不同处在于任何元素与它运算都等与零元。
零元是唯一的
逆元
设集合A上存在二元运算为∗,幺元为e。如果对于A中的一个元素a存在着A中的某个元素b,使得b∗a=e,那么称b为a的左逆元;如果a∗b=e,那么称b为a的右逆元。如果b既是a的左逆元与右逆元,那么b就是a的一个逆元。
如果a是b的逆元,那么b也是a的逆元,即a与b互为逆元。元素x的逆元记作x−1。
每个元素的逆元是唯一的。
5-3 半群
广群
封闭
半群
封闭
可结合
定理
<S,∗>是一个半群,B⊆S且∗在S上是封闭的,那么<B,∗>也是一个半群。
定理
设<S,∗>是一个半群,如果S是一个有限集,则必有a∈S,使得a∗a=a。
独异点
含有幺元的半群称为独异点。
定理
设<S,∗>是一个独异点,则在关于运算∗的运算表里任何两行或两列都是不相同的。
定理
设<S,∗>是独异点,对于任意a,b∈S,且a,b均有逆元,则
1)(a−1)−1=a
2)a∗b有逆元,且(a∗b)−1=b−1∗a−1。
5-4 群与子群
群
1、封闭
2、可结合的
3、存在幺元
4、每个元素都有逆元
阶数、有限群、无限群
设<G,∗>是 一个群,如果G是有限集,那么<G,∗>为有限群,G中元素个数称为该有限集的阶数,记作∣G∣,如果G是无限集,那么<G,∗>为无限群。
群之间的关系
群⊂独异点⊂半群⊂广群。
群:
1、封闭
2、可结合
3、有幺元
4、每个元素有逆元
独异点
1、封闭
2、可结合
3、有幺元
半群
1、封闭
2、可结合
广群
封闭
定理
群中不可能有零元。
定理
设<G,∗>是一个群,对于a,b∈G,必存在唯一的x∈G,使得a∗x=b。
定理(消去律)
a∗b=a∗c,则b=c。
置换
从集合S到S的一个双射称为S的一个置换。
定理
运算表中的每一行或者每一列都是G的一个置换。
定理
在群<A,∗>中,除幺元外,不可能有别的等幂元。
子群与平凡子群
子群
群<G,∗>,S是G的非空子集,如果<S,∗>也构成群,则称<S,∗>是<G,∗>的子群。
平凡子群
子群的基础上,如果S={e}或者S=G,则是平凡子群。
定理
设有群<G,∗>,该群的幺元必定是其子群的幺元。
定理
<G,∗>是一个群,B是G的非空子集,如果B是一个有限集,只要∗在B上封闭,那么<B,∗>必定是<G,∗>的子群。
5-5 阿贝尔群和循环群
阿贝尔群
可交换
群是阿贝尔群的充要条件
对任意的a,b∈G,有(a∗b)∗(a∗b)=(a∗a)∗(b∗b)
循环群
群中任意元素都由a的幂组成,该群为循环群,a称为生成元。
定理
循环群必定是阿贝尔群。
证明:幂运算满足可交换性。
定理
对于有限循环群:
设<G,∗>由a生成,阶数是n,即∣G∣=n,则an=e,且G={a,a2,a3,,,an=e},e是幺元,n是使an=e的最小正整数,n为元素a的阶。
循环群的生成元可以是不唯一的。
5-7 陪集与拉格朗日定理
A,B的积、A的逆
设<G,∗>是一个群,A,B∈G的幂集且A,B不为空集,记
AB={a∗b∣a∈A,b∈B}.
A−1={a−1∣a∈A}.
运算查表即可。
陪集
设<H,∗>是群<G,∗>的一个子群,a∈G,则集合{a}H(H{a})称为由a确定的H在G中的左陪集(右陪集),简称为H关于a的左陪集(右陪集),记为aH(Ha),a称为陪集的代表元素。
解释
左陪集是指的a从左边与H中的元素作运算得到的集合,右陪集是指a从右边与H中的元素运算得到的集合。
aH={a∗h∣h∈H};Ha={h∗a∣h∈H}.
例:
假设运算为x∗x−y∗y,那么左陪集中aH的元素为a∗a−h∗h,右陪集Ha中的元素为h∗h−a∗a。
H是直线y=2∗x,其左陪集为<x0,y0>与其运算,易知陪集<x0,y0>H是通过点<x0,y0且平行于y=2∗x的直线。
考察<N6,+6>的子群<H2,+6>,H2={0,2,4}。
求出H2的所有左陪集。
0H2={0+60,0+62,0+64}={0,2,4};
1H2={1+60,1+62,1+64}={1,3,5};
2H2={2+60,2+62,2+64}={2,4,0};
3H2={3+60,3+62,3+64}={3,5,1};
4H2={4+60,4+62,4+64}={4,0,2};
5H2={5+60,5+62,5+64}={5,1,3};
可以发现0H2=2H2=4H2={0,2,4};
1H2=3H2=5H2={1,3,5}.
定理:
任意两个左陪集要么相等,要么不相交。
这定理好像没讲?
拉格朗日定理
设<G,∗>是有限群,∣G∣=n,<H,∗>是<G,∗>的子群,且∣H∣=m,则n=k∗m。
推论
任何质数阶的群不可能有非平凡子群。
因为质数因子只有1和其本身,如果有非平凡子群,与之矛盾。
5-8 同态与同构
同态
设<X,∗>,<Y,∘>是两个代数系统,∗,∘都是二元运算,如果存在映射f:X→Y,使得对任何x1,x2∈X,有f(x1∗x2)=f(x1)∘f(x2),则称f是从<X,∗>到<Y,∘>的同态映射,简称这两个系统同态,记作X∼Y。并称<f(X),∘>为<X,∗>的同态像。
f(X)={a∣a=f(x),x∈X}⊆Y.即将X中的元素映射后的集合属于Y。
例:
对于乘法运算,可以通过取对数映射为 加法
ln(x1∗x2)=lnx1+lnx2
同态的类型
f是从A到B的一个满射,则称f为满同态;
f是从A到B的一个入射,则称f为单同态;
f是从A到B的一个双射,则称f为同构映射,并称<A,Δ>,<B,∗>是同构的,记作A≅B。
5-9 环与域
不学了
七、图论
7-1 图的基本概念
图
有结点,有边。(大雾
有向边、无向边
有方向的边、无方向的边
有向图、无向图、混合图
无向图:每条边都是无向边的图。
有向图:每条边都是有向边的图。
混合图:显然。
邻接和关联
邻接点:有边相连的两个结点。
邻接边:关联于同一结点的两条边。
孤立点:没有边与它相连。
零图:全部是孤立点。
平凡图:仅有一个孤立点的图。
自回路(环):顾名思义。
度数
结点的度数为其边的数量。
最大度:该图结点中最大度数。
最小图同理。
例图中:最大度为3,最小度为2.
定理:
1、图中度数总和为边数两倍(每条边连接两个结点,对总和贡献为2)。
2、在任何图中,度数为奇数的结点必定是偶数个。
例题
度数总和为2×12,剩余结点为(x−6),要使剩余结点尽量少,则剩余结点度数要尽量大,最大为2(题目要求),有2∗(x−6)。
入度、出度
有向图中,从一个结点出发的边,对该结点出度贡献为1;到达一个结点的边,对该结点入度的贡献为1.
多重图、简单图
平行边:连于同一结点的多条边。
多重图:含有平行边的图。
(a)(b)都是多重图,有向图中平边边必须同一方向。(b)中,<v1,v2>,<v1,v2>为平行边。
不含有平行边和环的图称为简单图。
完全图
每一对结点之间都有边相连。
无向完全图:
n个结点中每个结点都与其他n−1个结点相连。
有向完全图:
在有向图中每一对结点之间有且只有一对方向相反的有向边。
定理
有n个结点的无向完全图有21∗n∗(n−1)条边。
证明:组合数。
偶图(二部图)
补图
添加上这个图,能使图G变成完全图,这个图称为G的补图。
子图
如果G′的点集和边集是G的子集,那么G′是G的子图。
如果G′包含了G的所有结点,则G′是G的生成子图。
相对补图
G′=<V′,E′>是G=<V,E>的子图,对于另外一个G′′=<V′′,E′′>,使得E′′=E−E′,且V′′中仅包含E′′所关联的结点,则称G′′是G′相对于G的补图。
同构
充要条件:
结点和边一一对应。
必要条件:
1、结点数目相同
2、边数相等
3、度数相同的结点数目相同
7-2 路与回路
路
。。。
迹
路中所有的边均不相同
通路
路中所有结点均不相同
圈
环
定理
在一个具有n个结点的图中,如果从结点vj到结点vk存在一条路,则必存在一条不多于n−1条边的路。
无向图的连通性
点连通
两结点存在路,则点联通
连通分支
类似于点连通
连通图
任意两结点都连通的无向图
点割集
设有一个点集V,删去这个集合,图变成不连通图,删去这个集合的真子集,不会变成不连通图,这个集合叫做点割集。如果集合中只有一个元素,这个点叫做割点。
边割集
类似点割集。
割边类似割点。
例题
判断是否是点割集
最后一个不是,因为删去其真子集{V4},图变成不连通。
判断是否是边割集
最后一个不是,理由同上例。
连通度
点连通度
在图G中为了产生一个不连通图需要删去的结点的最少数目。
边连通度
在图G中为了产生一个不连通图需要删去的边的最少数目。
定理
k(G)<=λ(G)<=δ(G)
k(G)为点连通度
λ(G)为边连通度
δ(G)为结点最小度
有向图的连通性
单侧连通图
任意两结点,至少有一个结点可达另一个结点的有向图。
强连通图
任意两结点,都互相可达的有向图。
弱连通图
称为无向图后是连通图的有向图。
(a)任意两点相互可达,所以是强连通图。
(b)任意两点至少有一个结点可以到达另外一个结点,是单侧连通图。
(c)在对角线上的两点不连通,但把它看成无向图后可连通,是弱连通图。
如果是强连通图,则必是单侧连通图;如果是单侧连通图,则必是弱连通图。
定理
一个有向图是连通的,当且仅当G中有一个回路,它至少包含每个结点一次。
单侧分图
具有单侧连通性质的最大子图,称为单侧分图。
强分图
具有强连通性质的最大子图,称为强分图。
弱分图
具有弱连通性质的最大子图,称为弱分图。
定理
在有向图G中,它的每一个结点位于且只位于一个强分图中。
假设位于两个强分图中,则两个强分图G1和G2都有结点v,又因为v与G1内所有结点都相互可达,v与G2内所有结点都相互可达,那么G1和G2就是连通的,与假设矛盾,所以每个结点只能位于一个强分图中。
7-4 欧拉图与汉密尔顿图
欧拉路
给定无孤立结点图G,若存在一条路,经过图中每边一次且仅 一次,该路称为欧拉路。如果欧拉路是回路,该欧拉路称为欧拉回路。
欧拉图
存在欧拉回路的图。
欧拉定理
无向图具有一条欧拉路的充要条件:
1、连通
2、奇数度顶点个数是0或者2
如果无奇数度结点,为欧拉图。如果奇数度结点为2,则为半欧拉图(有欧拉通路,无欧拉回路)
一笔画判定问题(欧拉定理的应用)
有欧拉路就能一笔画。
有向图中的欧拉路
通过图中每条边一次且仅一次的一条单向路(回路),称作单向欧拉路(回路)。
有向图中的欧拉定理
具有欧拉回路的充要条件
1、连通
2、每个结点入度等于出度
具有欧拉路的充要条件
1、连通且只有两个奇数度结点
2、除两个结点外,其他结点入度等于出度
3、这两个结点中,一个结点的入度比其出度大1(欧拉路的结束点),另一个结点入度比出度小1(欧拉路的起始点)。
汉密尔顿路(回路)
经过图中每个结点一次仅一次的通路(回路)。
汉密尔顿图
存在汉密尔顿回路的图。
汉密尔顿图的必要条件
只能用来判断一个图不是汉密尔顿图。
若图G=<V,E>具有汉密尔顿回路,则对于结点集V的每个非空子集V1均有W(G−V1)<=∣V1∣,其中W(G−V1)是G−V1中连通分支数。
无向图具有汉密尔顿路的充分条件
是否存在汉密尔顿回路无充要的判别准则,下面给出一个无向图具有汉密尔顿路的充分条件。
设G是具有n(n>=3)个结点的简单图,如果G中每一对结点度数之和大于等于n−1,则在G中存在一条汉密尔顿路。
推论
设G是具有n(n>=3)个结点的简单图,如果G中每一对结点度数之和大于等于n,则在G中存在一条汉密尔顿回路。
判断是否是汉密尔顿路
如果不满足必要条件,不是汉密尔顿图。
如果满足必要条件且满足充分条件,是汉密尔顿图。
如果满足必要条件但不满足充分条件,不确定,进一步观察。
定理
设n阶有向图D=<V,E>中,如果所有的有向边都有无向边代替,所得无向图中含生成子图Kn,则有向图D中存在汉密尔顿通路。∣V∣>=3的有向完全图为汉密尔顿图。
7-5 平面图
平面图
在一个平面内,边没有交点。
定理
一个有限平面图,面的次数之和等于其边数的两倍。
欧拉公式
设有一个连通的平面图G,共有v个结点,e条边和r个面,则欧拉公式v−e+r=2成立。
推论
若v>=3,则有e<=3∗v−6。
以上是平面图的必要条件,用于判断某些图不是平面图。
判断是否为平面图
7-6 对偶图与着色
着色问题
结点着色
邻接的结点着不同颜色。
边着色
相邻的边着不同颜色。
面着色
有公共边界的两个面着不同颜色。
边着色和面着色都能转化为结点着色。
7-7 树与生成树
树
连通且无回路的无向图。
树叶
树中度数为1的点。
分支点
度数大于1的点。
森林
一个无回路的无向图,其每个连通分支是树。
定理
任何一棵树中至少有两片树叶。
G的生成树
G的生成子图是 一棵树
树枝
生成树T中的边。
弦
G的不在生成树中的边。
定理
连通图中至少有一颗生成树
连通图的秩
G是n个结点m条边的连通图,则G的生成树有n−1条边。
要确定一生成树必须删除m−(n−1)条边。
m−n+1称为连通图G的秩。
定理
一条回路和一棵生成树的补至少有一条公共边。
反证:
如果没有公共边,则该回路包含在生成树中。这是不可能的,因为生成树中不能包含回路。
定理
一个边割集和任何生成树至少有一条公共边。
反证:
如果没有,则删去这个边割集后,所得子图必然包含该生成树。,
删去边割集后仍是连通图,矛盾。
带权图
边有权值的图
带权生成树
生成树T的权
T的所有边权的和
最小生成树
所有生成树中,树权最小的生成树。
Kruskal
每次选边权最小的边,选n−1条。只要所选边不构成回路即可。
7-8 根数及其应用
有向树、根数、m叉树
有向树
如果一个有向图在不考虑边的方向时是一棵树,那么这个有向图就称为有向树。
根数
有一个结点入度为0,其余点入度均为1的有向树。
根
根数中入度为0的结点。
叶
根数中出度为0的点。
内点(分支点)
出度不为0的点。树的分支点。
结点V的层次
从根到该结点的单向通路长度。
m叉树
每个结点的出度小于等于m的根树。
完全m叉树
每个结点的出度恰好等于m或0的根树。
正则m叉树
所有树叶层次相同的完全m叉树。
定理
设有完全m叉树,其树叶树为t。分枝点数为i,则(m−1)i=t−1。
需要28片叶子,m为4,计算得出分支点数量。
通路长度
结点的通路长度
从树根到此结点的通路的边数。
内部通路长度
分支点的通路长度。
外部通路长度
树叶的通路长度。
定理
若完全二叉树有n个分支点,且内部通路长度的总和为I,外部通路长度总和为E,则E=I+2∗n。
带权二叉树、最优树
带权二叉树
每片树叶都带权的二叉树
带权二叉树的权
ω(T)=i=1∑twiL(Wi)。
其中L(wi)为带权wi的树叶的通路长度。
最优树
在所有带权w1,w2,w3,,,,,wt的二叉树中,w(T)最小的那棵树。
定理
设T为带权w1<=w2<=....<=wt的最优树,则:
带权w1,w2的树叶vw1,vw2是兄弟。
以树叶vw1,vw2为儿子的分枝点,其内部通路长度最长。
定理
设T为带权w1<=w2<=....<=wt的最优树,若将w1,w2的树叶为儿子的分枝点改为带权w1+w2的树叶,得到一棵新树T’,则T′也是最优树。
最优二叉树的求法
根据上述定理,每次合并两个最小的权,并把这两个最小的作为它的儿子。
前缀码
互不为前缀
定理
任意一棵二叉树都可以产生一个前缀码
定理
任何一个前缀码都对应一棵二叉树
例题
二叉树遍历
前序遍历
根左右的顺序遍历
中序遍历
左根右的顺序遍历
后序遍历
左右根的顺序遍历