欧拉通路
: 通过图中每条边且只通过一次,并且经过每一顶点的
通
路
欧拉回路
: 通过图中每条边且只通过一次,并且经过每一顶点的
回
路
有向图的
基图
:忽略有向图所有边的方向,得到的无向图称为该有向图的基图。
无向图
设G是连通无向图,则称经过G的每条边一次并且仅一次的路径为
欧拉通路
;
如果欧拉通路是回路(起点和终点是同一个顶点),则称此回路是
欧拉回路
具有欧拉回路的无向图G成为欧拉图
有向图
(1)设D是有向图,D的基图连通,则称经过D的每条边一次并且仅有一次的有向路径为
有向欧拉通路
(2)如果有向欧拉通路是有向回路,则称此有向回路为
有向欧拉回路
(3)具有有向欧拉回路的图D称为
有向欧拉图
定理
无向图G存在欧拉通路的充要条件是:G为连通图,并且G仅有两个奇度结点(度数为奇数的顶点)或者无奇度结点。
推论
(1) 当G是仅有两个奇度结点的连通图时,G的欧拉通路必以此两个结点为端点;
(2)当G是无奇度结点的连通图时,G必有欧拉回路
(3)G为欧拉图(存在欧拉回路)的充分必要条件是 G为无奇度结点的连通图
(有向图) 定理
有向图D存在欧拉通路的充要条件是:D为有向图,D的基图连通,并且所有顶点的出度与入度相等;或者 除两个顶点外,其余顶点的出度与入度都相等,而这两个顶点中一个顶点的出度与入度之差为1,另一个顶点的出度与入度之差为-1.
推论
(1)当D除出、入度之差为1,-1的两个顶点之外,其余顶点的出度与入度相等时,D的有向欧拉通路必以出、入度之差为1的顶点作为始点,以出、入度之差为-1的顶点作为终点。
(2)当D的所有顶点的出、入度都相等时,D中存在有向欧拉回路。
(3)有向图D为有向欧拉图的充要条件是 D的基图为连通图,并且所有顶点的出、入度都相等。
欧拉回路的求解
两种方法:(1)DFS搜索 (Fleury)佛罗莱算法
(1)DFS搜索 思想求解欧拉回路的思路为:利用欧拉定理判断出一个图存在欧拉通路或欧拉回路后,选择一个正确的起始顶点,用DFS算法遍历所有的边(每条边只遍历一次),遇到走不通就回退。在搜索前进方向上将遍历过的边按顺序记录下来。这组边的排列就组成了一条欧拉通路或回路。
(2) (Fleury)佛罗莱算法
设G为一个无向欧拉图,求G中一条欧拉回路的算法如下:
(1) 任取G中一顶点v0,令P0=v0;
(2)假设沿Pi=v0e1v1e2v2……eivi走到顶点vi,按下面方法从E(G)-{e1,e2,…,ei}中选ei+1。
ei+1与vi相关联
除非无别的边可供选择,否则ei+1不应该是Gi=G-{e1,e2,…,ei}中的桥。
(3)当(2)不能再进行时算法停止。
可以证明的是,当算法停止时,所得到的简单回路Pm=v0e1v1e2v2……emvm,(vm=v0)为G中一条欧拉回路。
备注知识:
设无向图G(V,E)为连通图,若边集E1属于E,在图G中删除E1中所有的边后得到的子图是不连通的,而删除了E1的任一真子集后得到的子图是连通图,则称E1是G的一个
割边集
。若一条边构成一个割边集,则称该边为
割边
,或
桥
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练习:
单词(https://uva.onlinejudge.org/index.php?option=com_onlinejudge&Itemid=8&category=105&page=show_problem&problem=1070)
具体大意:
输入n(n<=100000)个单词,是否可以把所有这些单词排成一个序列,使得每个单词的第一个字母和上一个单词的最后一个字母相同(例如 acm、malfon、mouse)。每个单词最多包含1000个小写字母,输入中可以有重复单词。
分析:
把字母看做节点,单词看成有向边,则问题有解,当且仅当图中有欧拉路径。前面讲过,有向图存在欧拉道路的条件有两个:底图(忽略边方向后得到的无向图)连通,且度数满足上面讨论过的条件。判断连通的方法有两种,一是之前介绍过的DFS,二是并查集,可以按照自己喜好选用。