1、1,图论及其应用,应用数学学院,2,第三章 图的连通性,主要内容,一、割边、割点和块,二、图的连通度与敏格尔定理,三、图的宽直径简介,教学时数,安排6学时讲授本章内容,图的连通性刻画,3,本次课主要内容,(一)、割边及其性质,(二)、割点及其性质,(三)、块及其性质,割边、割点和块,4,研究图的连通性的意义,研究图的连通性，主要研究图的连通程度的刻画，其意义是：,图论意义：图的连通程度的高低，是图结构性质的重要表征，图的许多性质都与其相关，例如：连通图中任意两点间不相交路的条数就与图的连通程度有关。,实际意义：图的连通程度的高低，在与之对应的通信网络中，对应于网络“可靠性程度”的高低。,网络可
2、靠性，是指网络运作的好坏程度，即指如计算机网络、通信网络等对某个组成部分崩溃的容忍程度。,网络可靠性， 是用可靠性参数来描述的。参数主要分确定性参数与概率性参数。,5,确定性参数主要考虑网络在最坏情况下的可靠性度量，常称为网络拓扑的“容错性度量”，通常用图论概念给出，其中，本章将介绍的图的连通度就是网路确定性参数之一。近年来，人们又提出了“坚韧度”、“核度”、“整度”等描述网络容错性的参数。,概率性参数主要考虑网络中处理器与信关以随机的、彼此独立的按某种确定性概率损坏的情况下，网络的可靠性度量，常称为网络拓扑的“可靠性度量”。,(一)、割边及其性质,定义1 边e为图G的一条割边，如果 。,6,
3、注：割边又称为图的“桥”。,图的割边有如下性质：,定理1 边 e 是图G的割边当且仅当 e 不在G的任何圈中。,证明：可以假设G连通。,若不然。设 e 在图G的某圈 C 中，且令e = u v.,考虑P = C- e,则P是一条u v路。下面证明G-e连通。,对任意 x, y V(G-e) 由于G连通，所以存在x -y路Q.若Q不含e，则x与y在G-e里连通；若Q含有e，则可选择路：x -u P v - y,说明x与y在G-e里也连通。所以,若边e在G的某圈中，则G-e连通。,但这与e是G的割边矛盾！,“必要性”,7,“充分性”,如果e不是G的割边，则G-e连通，于是在G-e中存在一条u -
4、v 路，显然：该路并上边e得到G中一个包含边e的圈，矛盾。,推论1 e为连通图G的一条边，如果e含于G的某圈中，则G-e连通。,证明：若不然，G-e不连通，于是e是割边。由定理1，e不在G的任意圈中，矛盾！,例1 求证: (1) 若G的每个顶点的度数均为偶数，则G没有割边; (2) 若G为k正则二部图(k2)，则G无割边。,证明: (1)若不然，设e=uv 为G的割边。则G-e的含有顶点u的那个分支中点u的度数为奇，而其余点的度数为偶数，与握手定理推论相矛盾！,8,(2)若不然，设e=uv 为G的割边。取G-e的其中一个分支G1, 显然，G1中只有一个顶点的度数是k-1,其余点的度数为k。并且
5、G1仍然为偶图。,假若G1的两个顶点子集包含的顶点数分别为m与n，并且包含m个顶点的顶点子集包含度为k-1的那个点，那么有：k m-1= k n。但是因k2，所以等式不能成立！,注：该题可以直接证明G中任何一条边均在某一圈中，由定理1得出结论。,边割集简介,边割集跟回路、树等概念一样，是图论中重要概念。在应用上，它是电路网络图论的基本概念之一。所以，下面作简单介绍。,9,定义2 一个具有n个顶点的连通图G,定义n-1为该连通图的秩；具有p个分支的图的秩定义为n-p。记为R(G)。,(1) R (G-S) = n-2;,定义3 设S是连通图G的一个边子集，如果：,(2) 对S的任一真子集S1,有
6、R(G-S1)=n-1。,称S为G的一个边割集，简称G的一个边割。,例2 边子集：S1=a, c, e, S2=a, b, ,S3=f是否是下图G的边割？,10,解: S1不是；S2与S3是。,定义4 在G中，与顶点v关联的边的集合，称为v的关联集，记为：S (v)。,例3 关联集是割集吗？为什么？,答：不一定！如在下图中，关联集a,b是割集，但是，关联集d,e,f不是割集。,11,定义5 在G中，如果V=V1V2,V1V2=,E1是G中端点分属于V1与V2的G的边子集，称E1是G的一个断集。,在上图G中：d, e, f, e, d, f等都是G的断集。一个图若按断集S来画，形式为：,12,注
7、：割集、关联集是断集，但逆不一定。断集和关联集之间的关系为：,定理2 任意一个断集均是若干关联集的环和。,定理3 连通图G的断集的集合作成子图空间的一个子空间，其维数为n-1。该空间称为图的断集空间。(其基为n-1个线性无关的关联集),例4 求出下图G的所有断集。,13,解：容易知道：S(1) , S(2), S(3)是线性无关断集。,14,上图形成的断集空间为：,定义6 设G是连通图，T是G的一棵生成树。如果G的一个割集S恰好包含T的一条树枝，称S是G的对于T的一个基本割集。,15,例如：在图G中,G的相对于T的基本割集为：,a , e, f , c, f, b , e, d.,关于基本割集
8、，有如下重要结论：,定理4 连通图G的断集均可表为G的对应于某生成树T的基本割集的环和。,16,定理5 连通图G对应于某生成树T的基本割集的个数为n-1,它们作成断集空间的一组基。,注：到目前为止，我们在子图空间基础上，先后引进了图的回路空间和断集空间，它们都是子图空间的子空间，这些概念，均是网路图论的基本概念，当然也是代数图论的基本概念。,(二)、割点及其性质,定义7 在G中，如果E(G)可以划分为两个非空子集E1与E2,使GE1和GE2以点v为公共顶点，称v为G的一个割点。,17,在图G1中，点v1,v2均是割点；在G2中，v5是割点。,定理6 G无环且非平凡，则v是G的割点，当且仅当,证
9、明：“必要性”,设v是G的割点。则E(G)可划分为两个非空边子集E1与E2,使GE1,GE2恰好以v为公共点。由于G没有环，所,18,以，GE1,GE2分别至少包含异于v的G的点，这样，G-v的分支数比G的分支数至少多1，所以：,“充分性”,由割点定义结论显然。,定理7 v是树T的顶点，则v是割点，当且仅当v是树的分支点。,证明：“必要性”,若不然，有deg(v)=1,即v是树叶，显然不能是割点。,“充分性”,设v是分支点，则deg(v)1.于是设x与y是v的邻点，由树的性质，只有唯一路连接x与y，所以G-v分离x与y .即v为割点。,19,定理8 设v是无环连通图G的一个顶点，则v是G的割点
10、，当且仅当V(G-v)可以划分为两个非空子集V1与V2,使得对任意x V1, y V2, 点v在每一条x y路上。,证明：“必要性”,v是无环连通图G的割点，由定理6，G-v至少有两个连通分支。设其中一个连通分支顶点集合为V1,另外连通分支顶点集合为V2,即V1与V2构成V的划分。,“充分性”,对于任意的x V1, y V2，如果点v不在某一条xy路上，那么，该路也是连接G-v中的x与y的路，这与x,y处于G-v的不同分支矛盾。,若v不是图G的割点，那么G-v连通，因此在G-v中存在x,y路，当然也是G中一条没有经过点v的x,y路。矛盾。,20,例5 求证：无环非平凡连通图至少有两个非割点。,
11、证明： 由于G是无环非平凡连通图，所以存在非平凡生成树，而非平凡生成树至少两片树叶，它不能为割点，所以，它也不能为G的割点。,证明：设T是G的一棵生成树。由于G有n-2个割点，所以，T有n-2个割点，即T只有两片树叶，所以T是一条路。这说明，G的任意生成树为路。,例6 求证：恰有两个非割点的连通单图是一条路。,一个单图的任意生成树为路，则该图为圈或路，若为圈，则G没有割点，矛盾，所以，G为路。,例7 求证：若v是单图G的割点，则它不是G的补图的割点。,21,证明： v是单图G的割点，则G-v至少两个连通分支。现任取 , 如果x,y在G-v的同一分支中，令u是与x,y处于不同分支的点，那么，通过
12、u，可说明，x与y在G-v的补图中连通。若x,y在G-v的不同分支中，则它们在G-v的补图中邻接。所以，若v是G的割点，则v不是其补图的割点。,(三)、块及其性质,定义8 没有割点的连通图称为是一个块图，简称块；G的一个子图B称为是G的一个块，如果(1), 它本身是块；(2), 若没有真包含B的G的块存在。,例7 找出下图G中的所有块。,22,解：由块的定义得：,23,定理9 若|V(G)|3,则G是块，当且仅当G无环且任意两顶点位于同一圈上。,证明：(必要性）设G是块。因G没有割点，所以，它不能有环。对任意u, v V(G),下面证明u, v位于某一圈上。,对d (u, v) 作数学归纳法证
13、明。,当d (u, v) =1时，由于G是至少3个点的块，所以，边uv不能为割边，否则，u或v为割点，矛盾。由割边性质，uv必然在某圈中。,设当d (u, v) k时结论成立。,设当d (u, v) =k。,设P是一条最短(u, v)路，w是v前面一点，则d (u, v) =k-1,24,由归纳假设，u与w在同一圈C =P1P2上。,考虑G-w. 由于G是块，所以G-w连通。设Q是一条在G-w中的(u, v)路，并且设它与C的最后一个交点为x。,25,则uP1xvwP2为包含u, v的圈。,(充分性)：若G不是块，所以G中有割点v。由于G无环，所以G-v至少两个分支。设x, y是G-v的两个不
14、同分支中的点，则x, y在G中不能位于同一圈上，矛盾！,定理10 点v是图G的割点当且仅当v至少属于G的两个不同的块。,证明：(必要性) 设v是G的割点。由割点定义：E(G)可以划分为两个边子集E1与E2。显然GE1与GE2有唯一公共顶点v。设B1与B2分别是GE1和GE2中包含v的块，显然它们也是G的块。即证明v至少属于G的两个不同块。,(充分性) 如果v属于G的两个不同块，我们证明：v 一定是图G的割点。,26,如果包含v的其中一个块是环，显然v是割点；,设包含v的两个块是B1与B2。如果包含v的两个块不是环，那么两个块分别至少有两个顶点。假如v不是割点，在B1与B2中分别找异于v的一个点
15、x与y, x V(B1), y V(B2),则在G-v中有连接x与y的路P。,显然：B1B2P无割点。这与B1 ,B2是块矛盾！,注：该定理揭示了图中的块与图中割点的内在联系：不同块的公共点一定是图的割点。也就是说，图的块可以按割点进行寻找。所以，该定理的意义在于：可以得到寻找图中全部块的算法。,为了直观反映图的块和割点之间的联系，引进所谓的块割点树。,27,设G是非平凡连通图。B1, B2 , Bk是G的全部块，而v1,v2,vt是G的全部割点。构作G的块割点树bc(G):它的顶点是G的块和割点，连线只在块割点之间进行，一个块和一个割点连线，当且仅当该割点是该块的一个顶点。,例8 画下图G中的块割点树。,28,作业,P65-66 习题3 ： 1, 2, 3,5,7,8,29,Thank You !,
