Теорема о существовании простого цикла в случае существования цикла — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
Строка 40: Строка 40:
 
* [[Основные определения теории графов]]
 
* [[Основные определения теории графов]]
 
* [[Теорема о существовании простого пути в случае существования пути]]
 
* [[Теорема о существовании простого пути в случае существования пути]]
 +
* [[Отношение реберной двусвязности]]
 +
* [[Отношение вершинной двусвязности]]
 +
  
 
[[Категория: Алгоритмы и структуры данных]]
 
[[Категория: Алгоритмы и структуры данных]]
 
[[Категория: Основные определения теории графов]]
 
[[Категория: Основные определения теории графов]]

Версия 07:18, 26 октября 2011

Определение:
Назовём два пути одинаковыми, если последовательности вершин и рёбер графа, задающие их, совпадают полностью. Иначе будем считать пути различными.


Определение:
Простой (вершинно-простой) цикл в графе – цикл, в котором каждая из вершин графа встречается не более одного раза.

Очевидно, это условие не распространяется на первую и последнюю вершины цикла.

Неориентированный граф
Красным выделен цикл
Неориентированный граф
Зеленым выделен простой цикл
Теорема:
Если между двумя вершинами неориентированного графа существуют два различных рёберно-простых пути, то в этом графе существует простой цикл.
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Возьмём два существующих пути между нужными нам вершинами: [math]V_0E_1V_1E_2V_2 ... E_nV_n[/math], [math]v_0e_1v_1e_2v_2 ... e_mv_m[/math], [math]V_0 = v_0[/math], [math]V_n = v_m[/math]. Удалим из путей одинаковые префиксы и суффиксы, оставив из тех только последние и первые вершины, соответственно. Оставшиеся пути: [math]V_aE_{a+1} ... E_bV_b[/math], [math]v_ae_{a+1} ... e_cv_c[/math], [math]V_a = v_a[/math], [math]V_b = v_c[/math], [math]E_{a+1} \neq e_{a+1}[/math], [math]E_b \neq e_c[/math].

Рассмотрим конкатенацию первого нового пути и развёрнутого второго нового пути. Она будет циклом, так как начальная и конечная вершины совпадают, изначально пути были рёберно-простыми, а в точке соединения, равно как и в точке замыкания цикла, условие различности двух идущих подряд рёбер выполняется. Мы получили цикл, определим его: [math]V_0E_1V_1 ... E_kV_k[/math], [math]V_0 = V_k[/math].

  • Алгоритм:
1. Для вершины [math]V_i[/math] найдём момент её последнего вхождения в цикл – [math]V_j[/math].
2. Удалим отрезок цикла от [math]E_{i+1}[/math] до [math]V_j[/math], включительно.
Получившаяся последовательность вершин и рёбер графа останется циклом, и в нём вершина [math]V_i[/math] будет содержаться ровно один раз.
Начнём процесс с вершины [math]V_1[/math] и будем повторять его каждый раз для следующей вершины нового цикла, пока не дойдём до последней. По построению, получившийся цикл будет содержать каждую из вершин графа не более одного раза, а значит, будет простым.
[math]\triangleleft[/math]

Замечания

  • Наличие двух различных рёберно-простых путей между какими-либо вершинами графа равносильно наличию цикла в этом графе.
  • Так как вершинно-простой путь всегда является рёберно-простым, данная теорема справедлива и для вершинно-простых путей (усиление условия).
  • Так как вершинно-простой цикл всегда является рёберно-простым, данная теорема справедлива и для рёберно-простого цикла (ослабление результата).
  • Утверждение

Если две вершины графа лежат на цикле, то они лежат на простом цикле.

в общем случае неверно, так как эти вершины могут лежать в разных компонентах вершинной или рёберной двусвязности: все пути из одной вершины в другую будут содержать одну и ту же точку сочленения или один и тот же мост.

См. также