Использование обхода в глубину для поиска цикла

Пусть дан без петель и кратных рёбер. Требуется проверить наличие цикла в этом графе.

Решим эту задачу с помощью поиска в глубину за [math]O(M)[/math].

Алгоритм

Пусть дан ориентированный граф. Произведём серию поисков в глубину в графе. Т.е. из каждой вершины, в которую мы ещё ни разу не приходили, запустим поиск в глубину, который при входе в вершину будет красить её в серый цвет, а при выходе — в чёрный. И если поиск в глубину пытается пойти в серую вершину, то это означает, что мы нашли цикл.

В случае неориентированного графа любое ребро представляется как два ребра — прямое и обратное. Тогда мы посчитаем, что эти два ребра составляют цикл, что неверно. Чтобы избежать этого, будем передавать еще один параметр поиска в глубину — вершину, из которой мы пришли. Теперь мы считаем, что нашли цикл, если вершина, в которую мы хотим пойти серая и не является вершиной из которой мы пришли.

Для восстановления самого цикла достаточно при запуске поиска в глубину из очередной вершины добавлять эту вершину в стек. Когда поиск в глубину нашел вершину, которая лежит на цикле, будем последовательно вынимать вершины из стека, пока не встретим найденную еще раз. Все вынутые вершины будут лежать на искомом цикле.

Момент нахождения цикла: синие ребра — уже пройденные, красное ребро ведет в серую, уже пройденную, вершину.

Доказательство

Пусть дан граф [math]G[/math]. Запустим [math]dfs(G)[/math]. Рассмотрим выполнение процедуры поиска в глубину от некоторой вершины [math] v [/math]. Так как все серые вершины лежат в стеке рекурсии, то для них вершина [math] v [/math] достижима, так как между соседними вершинами в стеке есть ребро. Тогда если из рассматриваемой вершины [math] v [/math] существует ребро в серую вершину [math] u [/math], то это значит, что из вершины [math] u [/math] существует путь в [math] v [/math] и из вершины [math] v [/math] существует путь в [math] u [/math] состоящий из одного ребра. И так как оба эти пути не пересекаются, то цикл существует.

Докажем, что если в графе [math]G[/math] существует цикл, то [math]dfs(G)[/math] его всегда найдет. Пусть [math] v [/math] — первая вершина принадлежащая циклу, рассмотренная поиском в глубину. Тогда существует вершина [math] u [/math], принадлежащая циклу и имеющая ребро в вершину [math] v [/math]. Так как из вершины [math] v [/math] в вершину [math] u [/math] существует белый путь (они лежат на одном цикле), то по лемме о белых путях во время выполнения процедуры поиска в глубину от вершины [math] u [/math], вершина [math] v [/math] будет серой. Так как из [math] u [/math] есть ребро в [math] v [/math], то это ребро в серую вершину. Следовательно [math]dfs(G)[/math] нашел цикл.

Реализация для случая ориентированного графа

int graph[][];
int color[] [math] \leftarrow [/math] white;  // Массив цветов, изначально все вершины белые 

func dfs(u: int):           // u — вершина, в которой мы сейчас находимся 
    color[u] = grey;              
    for (v : uv — edge)
        if (color[v] == white)
            dfs(v);
        if (color[v] == grey)
            print();              // вывод ответа    
    color[u] = black;         

Реализация для случая неориентированного графа

int graph[][];
int color[] [math] \leftarrow [/math] white;  // Массив цветов, изначально все вершины белые 

func dfs(u, par: int):  // u — вершина, в которой мы сейчас находимся; par — вершина, из которой мы пришли в u 
    color[u] = grey;             
    for (v : uv — edge)
        if (color[v] == white)
            dfs(v, u);
        if (color[v] == grey and v [math]\neq[/math] par)
            print();              // вывод ответа    
    color[u] = black;         

Источники информации

• MAXimal :: algo — «Проверка графа на ацикличность и нахождение цикла»
• Прикладные задачи алгоритма DFS
• Кормен Т., Лейзерсон Ч., Ривест Р. Алгоритмы: построение и анализ.[1] — 2-е изд. — М.: Издательский дом «Вильямс», 2007. — С. 1296.