《数学模型与数学实验》课程书籍文献（数学建模算法大全）第05章图与网络.pdf_大学文库

第五章图与网络模型及方法 §1概论图论起源于18世纪。第一篇图论论文是瑞士数学家欧拉于1736年发表的“哥尼斯堡的七座桥”。1847年，克希霍夫为了给出电网络方程而引进了“树”的概念。1857 年，凯莱在计数烷CH2a2的同分异构物时，也发现了“树”。哈密尔顿于1859年提出“周游世界”游戏，田图论的术语，或是如何找出一个连通图中的生成圈、近几十年来，由于计算机技术和科学的飞速发展，大大地促进了图论研究和应用，图论的理论和方法己经渗透到物理、化学、通讯科学、建筑学、运筹学，生物遗传学、心理学、经济学、社会学等学科中。图论中所谓的“图”是指某类具体事物和这些事物之间的联系。如果我们用点表示这些具体事物，用连接两点的线段（直的或曲的）表示两个事物的特定的联系，就得到了描述这个图信的何图论为n包含对该理座析 B 图1哥尼斯堡七桥问题当然可以通过试验去尝试解决这个问题，但该城居民的任何尝试均未成功。欧拉为了解决这个问题，采用了建立数学模型的方法。他将每一块陆地用一个点来代替，将每一座桥用连接相应两点的一条线来代替，从而得到一个有四个“点”，七条“线”的“图” 问题成为从任一点出发一笔画出七条线再回到起点。欧拉考察了一般一笔画的结构特点，给出了一笔画的一个判定法则：这个图是连通的，且每个点都与偶数线相关联，将这个判定法则应用于七桥问题，得到了“不可能走通”的结果，不但彻底解决了这个问题而且开创图论究的先河一个经典和问题涉及经 search 科学与血要的下面将要讨论的最短路问题、最大流问题、最小费用流问和配问题等都是图与网络的基本问题，我们首先通过一些例子来了解网络优化问题。例1最短路问题(SPp一shortest path problem) 名货柜车司机奉命在最短的时间内将一车货物从甲地运往乙地。从甲地到乙地的公路网纵横交错，因此有多种行车路线，这名司机应选择哪条线路呢？假设货柜车的运行速度是恒定的，那么这一问题相当于需要找到一条从甲地到乙地的最短路。某地区有者个注安选市，现准各修建高速公路起这华发市连花起米，使的证

-68- 第五章图与网络模型及方法 §1 概论图论起源于 18 世纪。第一篇图论论文是瑞士数学家欧拉于 1736 年发表的“哥尼斯堡的七座桥”。1847 年，克希霍夫为了给出电网络方程而引进了“树”的概念。1857 年，凯莱在计数烷CnH2n+2 的同分异构物时，也发现了“树”。哈密尔顿于 1859 年提出“周游世界”游戏，用图论的术语，就是如何找出一个连通图中的生成圈、近几十年来，由于计算机技术和科学的飞速发展，大大地促进了图论研究和应用，图论的理论和方法已经渗透到物理、化学、通讯科学、建筑学、运筹学，生物遗传学、心理学、经济学、社会学等学科中。图论中所谓的“图”是指某类具体事物和这些事物之间的联系。如果我们用点表示这些具体事物，用连接两点的线段（直的或曲的）表示两个事物的特定的联系，就得到了描述这个“图”的几何形象。图论为任何一个包含了一种二元关系的离散系统提供了一个数学模型，借助于图论的概念、理论和方法，可以对该模型求解。哥尼斯堡七桥问题就是一个典型的例子。在哥尼斯堡有七座桥将普莱格尔河中的两个岛及岛与河岸联结起来，问题是要从这四块陆地中的任何一块开始通过每一座桥正好一次，再回到起点。图 1 哥尼斯堡七桥问题当然可以通过试验去尝试解决这个问题，但该城居民的任何尝试均未成功。欧拉为了解决这个问题，采用了建立数学模型的方法。他将每一块陆地用一个点来代替，将每一座桥用连接相应两点的一条线来代替，从而得到一个有四个“点”，七条“线”的“图”。问题成为从任一点出发一笔画出七条线再回到起点。欧拉考察了一般一笔画的结构特点，给出了一笔画的一个判定法则：这个图是连通的，且每个点都与偶数线相关联，将这个判定法则应用于七桥问题，得到了“不可能走通”的结果，不但彻底解决了这个问题，而且开创了图论研究的先河。图与网络是运筹学（Operations Research）中的一个经典和重要的分支，所研究的问题涉及经济管理、工业工程、交通运输、计算机科学与信息技术、通讯与网络技术等诸多领域。下面将要讨论的最短路问题、最大流问题、最小费用流问题和匹配问题等都是图与网络的基本问题。我们首先通过一些例子来了解网络优化问题。例 1 最短路问题（SPP－shortest path problem）一名货柜车司机奉命在最短的时间内将一车货物从甲地运往乙地。从甲地到乙地的公路网纵横交错，因此有多种行车路线，这名司机应选择哪条线路呢？假设货柜车的运行速度是恒定的，那么这一问题相当于需要找到一条从甲地到乙地的最短路。例 2 公路连接问题某一地区有若干个主要城市，现准备修建高速公路把这些城市连接起来，使得从其

中任何例3 ment problem 成顶任条，每人一顶使总回报最大？例4中国邮递员问题(Cpp一chinese postman problem) 一名邮递员负责投递某个街区的邮件。如何为他（她）设计一条最短的投递路线（从邮局出发，经过投递区内每条街道至少一次，最后返回邮局)？由于这一问题是我国管梅谷教授1960年首先提出的，所以国际上称之为中因邮递员问题。例5 之为旅行商问题例种原材料有M个产地，现在需要将原材料从产地运往N个使用这些原材料的工厂。假定M个产地的产量和N家工厂的需要量已知，单位产品从任一产地到任一工厂的运费己知，那么如何安排运输方案可以使总运输成本最低？上述问题有两个共同的特点：一是它们的目的都是从若干可能的安排或方案中寻求某种意义下的最优安排或方案，数学上把这种问题称为最优化或优化(optimization) 可题；是它们都易于用图形的形式直观地描述和表达，数学上把这种与图相关的结构称为网络(network)。与图和网络相关的最优化问题就是网络最优化或构网络优所 ,上面例子中 )为研究的对多网络 §2图与网络的基本概念 2.1无图个无向图(undirected graph)G是由一个非空有限集合V(G)和'(G)中某些元素的无序对集合E(G)构成的二元组，记为G=(V(G),E(G)。其中 V(G)={,2,v,}称为图G的顶点集(vertex set)或节点集(node set,V(G)中的每一个元素v,i=l,2.,n)称为该图的一个顶点(vertex)或节点(node): E(G)={e,e2,en}称为图G的边集(edge set),E(G)中的每一个元素e,(卿V(G) 中某两个元素y,y,的无序对)记为e=(y,y)或e=y,=yy,(k=1,2,m) 被称为该图的一条从y,到y,的边(edgc)。当边e=,y,时，称y,为边e:的端点，并称y,与y相邻(adjacent):边e称为与顶点y,',关联(incident)。如果某两条边至少有一个公共端点，则称这两条边在图G中相边上赋权的无向图称为赋权无向图或无向网络(undirected network)。我们对图和网络不作严格区分，因为任何图总是可以赋权的 -69-

-69- 中任何一个城市都可以经高速公路直接或间接到达另一个城市。假定已经知道了任意两个城市之间修建高速公路的成本，那么应如何决定在哪些城市间修建高速公路，使得总成本最小？例 3 指派问题（assignment problem）一家公司经理准备安排 N 名员工去完成 N 项任务，每人一项。由于各员工的特点不同，不同的员工去完成同一项任务时所获得的回报是不同的。如何分配工作方案可以使总回报最大？例 4 中国邮递员问题（CPP－chinese postman problem）一名邮递员负责投递某个街区的邮件。如何为他（她）设计一条最短的投递路线（从邮局出发，经过投递区内每条街道至少一次，最后返回邮局）？由于这一问题是我国管梅谷教授 1960 年首先提出的，所以国际上称之为中国邮递员问题。例 5 旅行商问题（TSP－traveling salesman problem）一名推销员准备前往若干城市推销产品。如何为他（她）设计一条最短的旅行路线（从驻地出发，经过每个城市恰好一次，最后返回驻地）？这一问题的研究历史十分悠久，通常称之为旅行商问题。例 6 运输问题（transportation problem）某种原材料有 M 个产地，现在需要将原材料从产地运往 N 个使用这些原材料的工厂。假定 M 个产地的产量和 N 家工厂的需要量已知，单位产品从任一产地到任一工厂的运费已知，那么如何安排运输方案可以使总运输成本最低？上述问题有两个共同的特点：一是它们的目的都是从若干可能的安排或方案中寻求某种意义下的最优安排或方案，数学上把这种问题称为最优化或优化（optimization）问题；二是它们都易于用图形的形式直观地描述和表达，数学上把这种与图相关的结构称为网络（network）。与图和网络相关的最优化问题就是网络最优化或称网络优化（netwok optimization）问题。所以上面例子中介绍的问题都是网络优化问题。由于多数网络优化问题是以网络上的流（flow）为研究的对象，因此网络优化又常常被称为网络流（network flows）或网络流规划等。下面首先简要介绍图与网络的一些基本概念。 §2 图与网络的基本概念 2.1 无向图一个无向图(undirected graph)G 是由一个非空有限集合V (G) 和V (G) 中某些元素的无序对集合 E(G) 构成的二元组，记为 G = (V (G),E(G)) 。其中 ( ) { , , , } 1 2 n V G = v v L v 称为图G 的顶点集（vertex set）或节点集（node set）， V(G) 中的每一个元素 v (i 1,2, ,n) i = L 称为该图的一个顶点（vertex）或节点（node）； ( ) { , , , } 1 2 m E G = e e L e 称为图G 的边集（edge set），E(G) 中的每一个元素 k e (即V(G) 中某两个元素 i j v ,v 的无序对) 记为 ( , ) k i j e = v v 或 k i j j i e = v v = v v (k =1,2,L,m) ，被称为该图的一条从 i v 到 j v 的边（edge）。当边 k i j e = v v 时，称 i j v ,v 为边 k e 的端点，并称 j v 与 i v 相邻（adjacent）；边 k e 称为与顶点 i j v ,v 关联（incident）。如果某两条边至少有一个公共端点，则称这两条边在图G 中相邻。边上赋权的无向图称为赋权无向图或无向网络（undirected network）。我们对图和网络不作严格区分，因为任何图总是可以赋权的

个图称为有限图，如果它的顶点集和边集都有限。图G的顶点数用符号V或 (G)表示，边数用引E引或(G)表示。当过论的图口有个时，总是用G来表示这个图。从而在图论符号中我们常略去字母G,例如，分别用V,E,y和代替V(G,E(G),(G)和(G) 端点重合为个图环有向图 ,如果它既没有环也没有两条边连接同一对顶点。 22 个有向图(di cted graph或dig nh)G是由一个非空有限集合V和V中某些元素的有序对集合A构成的元组，记为G=(W,40。其中V={，2，.，v,}称为图G的顶点集或节点集，V中的每一个元素y,(i=1,2,.,n)称为该图的一个顶点或节点：A={a,a,an}称为图G的弧集(are set),A中的每一个元素a(即V中某两个元素y,Y,的有序对)记为a=(y,y,)或a=yy,(k=1,2,.,n),被称为该图的一条从y,到y,的弧(ac)。当弧a=vy,时，称y,为a,的尾(tail),y,为a的头(head),并称弧a为y,的出弧(outgoing arc),为y,的入弧(incoming arc)。对于它的每个边，给点指定个顺序，从而确定条弧，由此得到样的有向图称为G的一个定 23完全图一分分图每一对不同的顶点都有一条边相连的简单图称为完全图(complete graph)。n个顶点的完全图记为K。若V(G)=XUY,X∩Y=Φ，XIY卡0（这里|X表示集合X中的元素个数)，X中无相邻项点对，Y中亦然，则称G为二分图((bipartite graph):特别地，若 x∈X,y∈Y,则xy∈E(G),则称G为完全二分图，记成Kw。 24子图图H叫做图G的子图(subgraph),记作HcG,如果V(H)cV(G) E(H)CE(G)。若H是G的子图，则G称为H的母图 G的支撑子图(spanning subgraph,又成生成子图)是指满足V(H)=/(G)的子图H。 25顶点的度设v∈V(G),G中与v关联的边数（每个环算作两条边）称为v的度(degree),记作d().若d(v)是奇数，称v是奇顶点(odd point)):d(v)是偶数，称v是偶顶点(eve point)。关于顶点的度，我们有如下结果 0∑d(v)-2 (D任意一个图的奇顶点的个数是偶数。 2.6图与网络的数据结构 -70

-70- 一个图称为有限图，如果它的顶点集和边集都有限。图G 的顶点数用符号|V | 或 ν (G) 表示，边数用| E |或ε (G)表示。当讨论的图只有一个时，总是用G 来表示这个图。从而在图论符号中我们常略去字母G ，例如，分别用V,E,ν 和ε 代替V (G),E(G),ν (G) 和ε (G)。端点重合为一点的边称为环(loop)。一个图称为简单图(simple graph)，如果它既没有环也没有两条边连接同一对顶点。 2.2 有向图定义一个有向图（directed graph 或 digraph）G 是由一个非空有限集合V 和V 中某些元素的有序对集合 A 构成的二元组，记为G = (V, A)。其中 { , , , } 1 2 n V = v v L v 称为图G 的顶点集或节点集， V 中的每一个元素 v (i 1,2, ,n) i = L 称为该图的一个顶点或节点； { , , , } A = a1 a2 L am 称为图G 的弧集（arc set），A 中的每一个元素ak (即V 中某两个元素 i j v ,v 的有序对) 记为 ( , ) k i j a = v v 或a v v (k 1,2, ,n) k = i j = L ，被称为该图的一条从 i v 到 j v 的弧（arc）。当弧 k i j a = v v 时，称 i v 为ak 的尾（tail）， j v 为ak 的头（head），并称弧ak 为 i v 的出弧（outgoing arc），为 j v 的入弧（incoming arc）。对应于每个有向图 D ，可以在相同顶点集上作一个图G ，使得对于 D 的每条弧， G 有一条有相同端点的边与之相对应。这个图称为 D 的基础图。反之，给定任意图G ，对于它的每个边，给其端点指定一个顺序，从而确定一条弧，由此得到一个有向图，这样的有向图称为G 的一个定向图。以下若未指明“有向图”三字，“图”字皆指无向图。 2.3 完全图、二分图每一对不同的顶点都有一条边相连的简单图称为完全图(complete graph)。n 个顶点的完全图记为 Kn 。若V (G) = X UY ， X IY = Φ ，| X ||Y |≠ 0（这里| X |表示集合 X 中的元素个数）， X 中无相邻顶点对，Y 中亦然，则称G 为二分图(bipartite graph)；特别地，若 ∀x ∈ X,∀y ∈Y ，则 xy ∈ E(G)，则称G 为完全二分图，记成 K|X |,|Y | 。 2.4 子图图 H 叫做图 G 的子图（subgraph），记作 H ⊂ G ，如果 V (H ) ⊂V (G) ， E(H) ⊂ E(G) 。若 H 是G 的子图，则G 称为 H 的母图。 G 的支撑子图（spanning subgraph，又成生成子图）是指满足V(H) =V(G) 的子图 H 。 2.5 顶点的度设v ∈V (G) ，G 中与v 关联的边数（每个环算作两条边）称为v 的度(degree)，记作d(v)。若d(v)是奇数，称v 是奇顶点(odd point)；d(v)是偶数，称v 是偶顶点(even point)。关于顶点的度，我们有如下结果： (i) ∑∈ = v V d(v) 2ε (ii) 任意一个图的奇顶点的个数是偶数。 2.6 图与网络的数据结构

-71- 网络优化研究的是网络上的各种优化模型与算法。为了在计算机上实现网络优化的算法，首先我们必须有一种方法（即数据结构）在计算机上来描述图与网络。一般来说，算法的好坏与网络的具体表示方法，以及中间结果的操作方案是有关系的。这里我们介绍计算机上用来描述图与网络的 5 种常用表示方法：邻接矩阵表示法、关联矩阵表示法、弧表表示法、邻接表表示法和星形表示法。在下面数据结构的讨论中，我们首先假设 G = (V, A)是一个简单有向图，|V |= n,| A |= m ，并假设V 中的顶点用自然数1,2,L,n 表示或编号， A 中的弧用自然数1,2,L,m 表示或编号。对于有多重边或无向网络的情况，我们只是在讨论完简单有向图的表示方法之后，给出一些说明。（i）邻接矩阵表示法邻接矩阵表示法是将图以邻接矩阵（adjacency matrix）的形式存储在计算机中。图 G = (V, A)的邻接矩阵是如下定义的：C 是一个n × n 的0 −1矩阵，即 n n ij n n C c × = ( ) × ∈{0,1} ， ⎩ ⎨ ⎧ ∉ ∈ = 0, ( , ) . 1, ( , ) , i j A i j A cij 也就是说，如果两节点之间有一条弧，则邻接矩阵中对应的元素为 1；否则为 0。可以看出，这种表示法非常简单、直接。但是，在邻接矩阵的所有 2 n 个元素中，只有m 个为非零元。如果网络比较稀疏，这种表示法浪费大量的存储空间，从而增加了在网络中查找弧的时间。图 2 有向图例 7 对于图 2 所示的有向图，可以用邻接矩阵表示为 ⎥ ⎥ ⎥ ⎥ ⎥ ⎥ ⎦ ⎤ ⎢ ⎢ ⎢ ⎢ ⎢ ⎢ ⎣ ⎡ 0 0 1 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 0 0 0 0 0 1 0 0 1 1 0 0 同样，对于网络中的权，也可以用类似邻接矩阵的n × n 矩阵表示。只是此时一条弧所对应的元素不再是 1，而是相应的权而已。如果网络中每条弧赋有多种权，则可以用多个矩阵表示这些权。（ii）关联矩阵表示法关联矩阵表示法是将图以关联矩阵（incidence matrix）的形式存储在计算机中．图 G = (V, A)的关联矩阵 B 是如下定义的： B 是一个n × m 的矩阵，即 n m B bik n m × = ( ) × ∈{−1,0,1}

-72- ⎪ ⎩ ⎪ ⎨ ⎧ − ∃ ∈ = ∈ ∃ ∈ = ∈ = 0, . 1, , ( , ) , 1, , ( , ) , 其它 j V k j i A j V k i j A bik 也就是说，在关联矩阵中，每行对应于图的一个节点，每列对应于图的一条弧。如果一个节点是一条弧的起点，则关联矩阵中对应的元素为 1；如果一个节点是一条弧的终点，则关联矩阵中对应的元素为 −1；如果一个节点与一条弧不关联，则关联矩阵中对应的元素为 0。对于简单图，关联矩阵每列只含有两个非零元（一个 +1，一个 −1）。可以看出，这种表示法也非常简单、直接。但是，在关联矩阵的所有nm 个元素中，只有2m 个为非零元。如果网络比较稀疏，这种表示法也会浪费大量的存储空间。但由于关联矩阵有许多特别重要的理论性质，因此它在网络优化中是非常重要的概念。例 8 对于例 7 所示的图，如果关联矩阵中每列对应弧的顺序为(1,2)，(1,3)，(2,4)， (3,2)，(4,3)，(4,5)，(5,3)和(5,4)，则关联矩阵表示为 ⎥ ⎥ ⎥ ⎥ ⎥ ⎥ ⎦ ⎤ ⎢ ⎢ ⎢ ⎢ ⎢ ⎢ ⎣ ⎡ − − − − − − − − 0 0 0 0 0 1 1 1 0 0 1 0 1 1 0 1 0 1 0 1 1 0 1 0 1 0 1 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 0 0 同样，对于网络中的权，也可以通过对关联矩阵的扩展来表示。例如，如果网络中每条弧有一个权，我们可以把关联矩阵增加一行，把每一条弧所对应的权存储在增加的行中。如果网络中每条弧赋有多个权，我们可以把关联矩阵增加相应的行数，把每一条弧所对应的权存储在增加的行中。（iii）弧表表示法弧表表示法将图以弧表（arc list）的形式存储在计算机中。所谓图的弧表，也就是图的弧集合中的所有有序对。弧表表示法直接列出所有弧的起点和终点，共需2m 个存储单元，因此当网络比较稀疏时比较方便。此外，对于网络图中每条弧上的权，也要对应地用额外的存储单元表示。例如，例 7 所示的图，假设弧(1,2)，(1,3)，(2,4)，(3,2)， (4,3)，(4,5)，(5,3)和(5,4)上的权分别为 8，9，6，4，0，3，6 和 7，则弧表表示如表 1 所示。表 1 起点 1 1 2 3 4 4 5 5 终点 2 3 4 2 3 5 3 4 权 8 9 6 4 0 3 6 7 为了便于检索，一般按照起点、终点的字典序顺序存储弧表，如上面的弧表就是按照这样的顺序存储的。（iv）邻接表表示法邻接表表示法将图以邻接表（adjacency lists）的形式存储在计算机中。所谓图的邻接表，也就是图的所有节点的邻接表的集合；而对每个节点，它的邻接表就是它的所有出弧。邻接表表示法就是对图的每个节点，用一个单向链表列出从该节点出发的所有弧，链表中每个单元对应于一条出弧。为了记录弧上的权，链表中每个单元除列出弧的另一个端点外，还可以包含弧上的权等作为数据域。图的整个邻接表可以用一个指针数组表示。例如，例 7 所示的图，邻接表表示为

-73- 这是一个 5 维指针数组，每一维（上面表示法中的每一行）对应于一个节点的邻接表，如第 1 行对应于第 1 个节点的邻接表（即第 1 个节点的所有出弧）。每个指针单元的第 1 个数据域表示弧的另一个端点（弧的头），后面的数据域表示对应弧上的权。如第 1 行中的“2”表示弧的另一个端点为 2（即弧为（1,2）），“8”表示对应弧(1,2)上的权为 8；“3”表示弧的另一个端点为 3（即弧为(1,3)），“9”表示对应弧（1，3）上的权为 9。又如，第 5 行说明节点 5 出发的弧有(5,3)、(5,4)，他们对应的权分别为 6 和 7。对于有向图G = (V, A)，一般用 A(i) 表示节点i 的邻接表，即节点i 的所有出弧构成的集合或链表（实际上只需要列出弧的另一个端点，即弧的头）。例如上面例子， A(1) = {2,3}， A(5) = {3,4}等。（v）星形表示法星形（star）表示法的思想与邻接表表示法的思想有一定的相似之处。对每个节点，它也是记录从该节点出发的所有弧，但它不是采用单向链表而是采用一个单一的数组表示。也就是说，在该数组中首先存放从节点 1 出发的所有弧，然后接着存放从节点 2 出发的所有孤，依此类推，最后存放从节点n 出发的所有孤。对每条弧，要依次存放其起点、终点、权的数值等有关信息。这实际上相当于对所有弧给出了一个顺序和编号，只是从同一节点出发的弧的顺序可以任意排列。此外，为了能够快速检索从每个节点出发的所有弧，我们一般还用一个数组记录每个节点出发的弧的起始地址（即弧的编号）。在这种表示法中，可以快速检索从每个节点出发的所有弧，这种星形表示法称为前向星形（forward star）表示法。例如，在例 7 所示的图中，仍然假设弧（1,2），（l,3），（2,4），（3,2），（4,3），（4,5），（5,3）和（5,4）上的权分别为 8，9，6，4，0，3，6 和 7。此时该网络图可以用前向星形表示法表示为表 2 和表 3 。表 2 节点对应的出弧的起始地址编号数组节点号i 1 2 3 4 5 6 起始地址 point(i) 1 3 4 5 7 9 表 3 记录弧信息的数组弧编号 1 2 3 4 5 6 7 8 起点 1 1 2 3 4 4 5 5 终点 2 3 4 2 3 5 3 4 权 8 9 6 4 0 3 6 7 在数组 point 中，其元素个数比图的节点数多 1（即n +1），且一定有 point(1) = 1， point(n +1) = m +1。对于节点i ，其对应的出弧存放在弧信息数组的位置区间为 [ point(i), point(i +1) −1]，如果 point(i) = point(i +1) ，则节点i 没有出弧。这种表示法与弧表表示法也非常相

似，“记录弧信息的数组”实际上相当于有序存放的“弧表”。只是在前向星形表示法中亮被编号后有序存放，并增加一个数组(DO1)记录每个节点出发的弧的起始编号前向星形表示法有利于快速检索每个节点的所有出弧，但不能快速检索每个节点的所有入弧。为了能够快速检索每个节点的所有入孤，可以采用反向星形(reverse star) 表示法：首先存放进入节点1的所有孤，然后接着存放进入节点2的所有弧，依此类推后存放人节点n的不节点的地址（即弧的编号。例如，例7所示的图。可以用反向示为表4和表5 表4节点对应的入弧的起始地址编号数组节点号i 2 3 4 56 起始地址rpoint() 3 689 表5记录弧信息的数组 3 。起点31 45524 如果既希望快速检索每个节点的所有出弧，也希望快速检索每个节点的所有入弧则可以综合采用前向和反向星形表示法。当然，将孤信息存放两次是没有必要的，可以只用一个数组(tc心)记录一条弧在两种表示法中的对应关系即可。例如，可以在采用前向星形表示法的基础上，加上上面介绍的poi数组和如下的race数组即可.这相当于一种紧凑的双向星形表示法，如表6所示。表6两种表示法中的弧的对应关系反向法中弧编号 12345678 正向法中弧编号race() 41257836 对于网络图的表示法，我们作如下说明和都表表示法在实际算法实现中都是经常采用的。星形表示法的储快指且增加或除需的计算工作量很少类型在星形 C语化中考虑的当不是简单图而是具有平行弧（即多重弧）时，显然此时邻接矩阵表示法是不能采用的。甘法则可以很方便地推广到可以处理平行弧的情形 ③上述方法可以很方便地推广到可以处理无向图的情形，但由于无向图中边没有方向，因此可能需要做一些自然的修改。例如，可以在计算机中只存储邻接矩阵的一半信息（如上三角部分），因为此时邻接矩阵是对称矩阵。无向图的关联矩阵只含有元素 0和+1，而不含有-1，因为此时不区分边的起点和终点。又如，在邻接表和星形表示法中，每条边会被存储两次，而且反向星形表示显然是没有必要的，等等。 27轨与连通 W=eye2evg,其中e,∈EG),1si≤k,y,eV(G),0≤j≤k,e与 -74

-74- 似，“记录弧信息的数组”实际上相当于有序存放的“弧表”。只是在前向星形表示法中，弧被编号后有序存放，并增加一个数组（ point ）记录每个节点出发的弧的起始编号。前向星形表示法有利于快速检索每个节点的所有出弧，但不能快速检索每个节点的所有入弧。为了能够快速检索每个节点的所有入孤，可以采用反向星形（reverse star）表示法：首先存放进入节点 1 的所有孤，然后接着存放进入节点 2 的所有弧，依此类推，最后存放进入节点n 的所有孤。对每条弧，仍然依次存放其起点、终点、权的数值等有关信息。同样，为了能够快速检索从每个节点的所有入弧，我们一般还用一个数组记录每个节点的入孤的起始地址（即弧的编号）。例如，例 7 所示的图，可以用反向星形表示法表示为表 4 和表 5。表 4 节点对应的入弧的起始地址编号数组节点号i 1 2 3 4 5 6 起始地址 rpoint(i) 1 1 3 6 8 9 表 5 记录弧信息的数组弧编号 1 2 3 4 5 6 7 8 终点 2 2 3 3 3 4 4 5 起点 3 1 1 4 5 5 2 4 权 4 8 9 0 6 7 6 3 如果既希望快速检索每个节点的所有出弧，也希望快速检索每个节点的所有入弧，则可以综合采用前向和反向星形表示法。当然，将孤信息存放两次是没有必要的，可以只用一个数组（trace）记录一条弧在两种表示法中的对应关系即可。例如，可以在采用前向星形表示法的基础上，加上上面介绍的 rpoint 数组和如下的trace 数组即可。这相当于一种紧凑的双向星形表示法，如表 6 所示。表 6 两种表示法中的弧的对应关系反向法中弧编号 j 1 2 3 4 5 6 7 8 正向法中弧编号 trace( j) 4 1 2 5 7 8 3 6 对于网络图的表示法，我们作如下说明： ① 星形表示法和邻接表表示法在实际算法实现中都是经常采用的。星形表示法的优点是占用的存储空间较少，并且对那些不提供指针类型的语言（如 FORTRAN 语言等）也容易实现。邻接表表示法对那些提供指针类型的语言（如 C 语言等）是方便的，且增加或删除一条弧所需的计算工作量很少，而这一操作在星形表示法中所需的计算工作量较大（需要花费O(m) 的计算时间）。有关“计算时间”的观念是网络优化中需要考虑的一个关键因素。 ② 当网络不是简单图，而是具有平行弧（即多重弧）时，显然此时邻接矩阵表示法是不能采用的。其他方法则可以很方便地推广到可以处理平行弧的情形。 ③ 上述方法可以很方便地推广到可以处理无向图的情形，但由于无向图中边没有方向，因此可能需要做一些自然的修改。例如，可以在计算机中只存储邻接矩阵的一半信息（如上三角部分），因为此时邻接矩阵是对称矩阵。无向图的关联矩阵只含有元素 0 和 +1，而不含有 −1，因为此时不区分边的起点和终点。又如，在邻接表和星形表示法中，每条边会被存储两次，而且反向星形表示显然是没有必要的，等等。 2.7 轨与连通 k k W v e v e Le v = 0 1 1 2 ，其中e E(G) i ∈ ，1 ≤ i ≤ k ，v V (G) j ∈ ，0 ≤ j ≤ k ， i e 与

y,y,关联，称W是图G的一条道路(wak,k为路长，顶点，和y分别称为W的起点和终点，而，称为它的内部顶点。若道路W的边互不相同，则W称为迹(ri).若道路W的顶点互不相同，则W称为轨(pat 一条道路是闭的，如果它有正的长且起点和终点相同。起点和终点重合的轨叫做圈(cy 图G的两个顶点，v间存在道路则称 ,间的最短到的长叫阿的距高，记作dL。若闲G的任点均造道则G是通显然有图P是一条轨的充要条件是P是连通的，且有两个一度的顶点，其余顶点的度为2 图C是一个圈的充要条件是C是各顶点的度均为2的连通图 $3应用一最短路问题 3.】两个指定顶点之间的最短路径问题如下：给出了一个连接若干个城镇的铁路网络，在这个网络的两个指定城镇间，找一条最短铁路线。以各城镇为图G的顶点，两城镇间的直通铁路为图G相应两顶点间的边，得图G 对G的每一边e,赋以一个实数w(e)一直通铁路的长度，称为e的权，得到赋权图G。 G的子图的权是指子图的各边的权和。问题就是求赋权图G中指定的两个顶点，。间的具最小权的轨。这条轨叫做，。间的最短路，它的权叫做4，。间的距离，亦记作d(4o,o) 求最短路已有成熟的算法：迪克斯特拉(Dijkstr)算法，其基本思想是按距山从近到远为顺序，依次求得到G的各顶点的最短路和距离，直至V。(或直至G的所有 (令(4)=0，对v≠4。，令()=0，S。={4,},1=0 (而对每个ve5(5=V八S),用 min(v)./(u)+w(u) 代替)。计算(}，把达到这个最小值的一个顶点记为1，令 S1=S,U{u}. (的.若i=V-l,停止：若iV-1,用i+1代替i,转（。算法结束时，从山，到各顶点v的距离由v的最后一次的标号(v)给出。在v进入S, 之前的标号()叫T标号，进入S,时的标号()叫P标号。算法就是不断修改各顶点的T标号，直至获得P标号。若在算法运行过程中，将每一顶点获得P标号所由米的边在图上标明，则算法结束时，4至各项点的最短路也在图上标示出来了。例9某公司在六个城市G,C2,c,中有分公司，从C,到c,的直接航程票价记在下述矩阵的（亿，）位置上。(0表示无直接航路)，请帮助该公司设计一张城市C到其它

-75- i i v ,v −1 关联，称W 是图G 的一条道路(walk)，k 为路长，顶点 0 v 和 k v 分别称为W 的起点和终点，而 1 2 1 , , , k − v v L v 称为它的内部顶点。若道路W 的边互不相同，则W 称为迹(trail)。若道路W 的顶点互不相同，则W 称为轨(path)。称一条道路是闭的，如果它有正的长且起点和终点相同。起点和终点重合的轨叫做圈(cycle)。若图G 的两个顶点u, v 间存在道路，则称u 和v 连通(connected)。u, v 间的最短轨的长叫做u, v 间的距离。记作d(u,v) 。若图G 的任二顶点均连通，则称G 是连通图。显然有： (i) 图 P 是一条轨的充要条件是 P 是连通的，且有两个一度的顶点，其余顶点的度为 2； (ii) 图C 是一个圈的充要条件是C 是各顶点的度均为 2 的连通图。 §3 应用—最短路问题 3.1 两个指定顶点之间的最短路径问题如下：给出了一个连接若干个城镇的铁路网络，在这个网络的两个指定城镇间，找一条最短铁路线。以各城镇为图G 的顶点，两城镇间的直通铁路为图G 相应两顶点间的边，得图G 。对G 的每一边e ，赋以一个实数 w(e) —直通铁路的长度，称为e 的权，得到赋权图G 。 G 的子图的权是指子图的各边的权和。问题就是求赋权图G 中指定的两个顶点 0 0 u ,v 间的具最小权的轨。这条轨叫做 0 0 u ,v 间的最短路，它的权叫做 0 0 u ,v 间的距离，亦记作 ( , ) 0 0 d u v 。求最短路已有成熟的算法：迪克斯特拉（Dijkstra）算法，其基本思想是按距u0 从近到远为顺序，依次求得u0 到G 的各顶点的最短路和距离，直至 0 v （或直至G 的所有顶点），算法结束。为避免重复并保留每一步的计算信息，采用了标号算法。下面是该算法。 (i) 令l(u0 ) = 0，对 u0 v ≠ ，令l(v) = ∞ ， { } S0 = u0 ，i = 0。 (ii) 对每个 Si v ∈ （ Si V Si = \ ），用 min{l(v),l(u) w(uv)} i u S + ∈ 代替 l(v) 。计算 min{l(v)} i v∈S ，把达到这个最小值的一个顶点记为 ui+1 ，令 { } Si+1 = Si U ui+1 。 (iii). 若i =|V | −1，停止；若i <|V | −1，用i +1代替i ，转(ii)。算法结束时，从u0 到各顶点v 的距离由v 的最后一次的标号l(v) 给出。在v 进入 Si 之前的标号l(v) 叫 T 标号，v 进入 Si 时的标号l(v) 叫 P 标号。算法就是不断修改各顶点的 T 标号，直至获得 P 标号。若在算法运行过程中，将每一顶点获得 P 标号所由来的边在图上标明，则算法结束时，u0 至各项点的最短路也在图上标示出来了。例 9 某公司在六个城市 1 2 6 c , c ,L, c 中有分公司，从 i c 到 j c 的直接航程票价记在下述矩阵的(i, j) 位置上。（∞表示无直接航路），请帮助该公司设计一张城市 1 c 到其它

《数学模型与数学实验》课程书籍文献（数学建模算法大全）第05章 图与网络

《数学模型与数学实验》课程书籍文献（数学建模算法大全）第05章图与网络