混合图上最小-最大圈覆盖问题的近似算法

考虑一个混合图上的最小-最大圈覆盖问题.给定一个正整数k和一个混合加权图G=(V E,A),这里V表示顶点集,E表示边集,A表示弧集.E中的每条边和A中的每条弧关联一个权重.问题的要求是确定k个环游,使得这k个环游能够经过A中的所有弧.目标是极小化最大环游的权重.该问题是运筹学和计算机科学中一个重要的组合优化问题,它和...     

图与超图中的彩色匹配综述

超图H=(V,E)是一个二元组(V,E),其中超边集E中的元素是点集V的非空子集.因此图是一种特殊的超图,超图也可以看作是一般图的推广.特别地,如果超边集E中的元素均是点集V的k元子集,则称该超图为k-一致的.通常情况下,为叙述简便,我们也会将超边简称为边.图(超图)中的匹配是指图(超图)中互不相交的边的集合.对于图(超图)中的彩色匹配,有两种定义方式:一为染色图(超图)中互不相交且颜色不同的边的集合;二为顶点集均为[n]的多个染色图(超图)所构成的集族中互不相交且颜色均不同的边的集合,且每条边均来自集族中不同的图(超图).现主要介绍了图与超图中关于彩色匹配的相关结果.     

混合图上的投递员问题的近似算法

1.引言投递员问题是一类很广泛的应用问题,实际生活中的收购废品、清扫马路等都可以化成求解混合图上的投递员问题。考虑一个混合图G=(V,E,A),其中边集E和弧集A分别代表双向和单行马路或街道,顶点集V代表这些马路的交点。中国投递员问题是要求一条从某点出发经过各条马路至少一次(如果是单向马路,应按指定方向走),并且费用最少的路线。最初的投递员问题是考虑无向图上的情况,即是所要经过的街道都是双向的。无向图上的投递员问题是多项式     

有向路和有向圈的控制集数

1引言设G=(V,E)为无向图．子集D (?)V(G)是无向图G的控制集,如果对于任意的y,∈V(G)-D,都存在x∈D,使xy∈E(G)．G的控制集D是G的分裂控制集,如果G中由V(G)-D导出的子图G〈V(G)-D〉是不连通的．G的一个控制集D是G的一个强(弱)控制集,若dG(x)≥d_G(y)(d_G(x)≤d_G(y)),其中d_G(x)表示G中与点x关联的边数．对于有向图H=(V,A),子集D(?)V(H)称为H的控制集,如果对于任意的y∈     

正则多部竞赛图的控制图

设D=(vA)是一个有向图,x,y∈V(D),记O(x)是x控制的顶点的集合,如果O(x)∪O(y)∪{x,y}=V(D),则称x和y控制D.有向图D的控制图记为dom(D),它是—个无向图,顶点集是V(D),且对x,y∈V(D),xy是dom(D)的一条边当且仅当x和y控制D.1998年,Fisher等人首次提出控制图的概念,并完全刻画了竞赛图的控制图.本文研究正则多部竞赛图的控制图,并给出了—个无向图是某个正则多部竞赛图的控制图的一个刻画.     

构建最小k 重控制集的概率算法

点集D ⊆ V (G) 称为图G 的k 重控制集, 如果D 满足V (G) - D 中任意结点在D 中至少有k 个邻居. 在无线网络中, 最小k 重控制集(MkDS) 用以构建健壮的虚拟骨干网. 构建虚拟骨干网是无线网络中最基本也是最重要的问题. 在本文中, 我们提出一种快速的分布式概率算法来构建k重控制集. 我们构建的k 重控制集的期望大小不超过最优解的O(k²) 倍. 算法的运行时间复杂度为O((Δ logΔ+log log n)n),其中Δ = max{|D(p)|}, D(p) 是以p 为中心半径为1 的圆盘中的结点, 最大值的比较范围是给定集合中所有的p 点.     

N阶完全图K_N的t边着色

本文讨论的图都是简单图,即有限阶无圈、无重边的无向图.N阶完全图记为K_N,其顶点集合记为V(K_N),边集合记为E(K_N).设B、DV(K_N),B∩D=Φ.所有连接B的顶点与D的顶点的边的集合记为B×D,或D×B.设t是正整数,E_1,…,E_t是E(K_N)的一个分划.c_1,…,c_t表示t种不同颜色.把E_i中每条边都着以颜色     

关联聚类问题的半定规划舍入算法

主要研究带有两类权重的一般图下的关联聚类问题. 问题的定义是, 给定图G=(V,E), 每条边有两类权重, 我们需要将点集V进行聚类, 目标是最大相同性, 即最大化属于某个类的边的第一类权重之和加上在两个不同类之间的边的第二类权重之和. 该问题是NP-难的, 我们利用外部旋转技术将现有的半定规划舍入0.75-近似算法改进. 算法的分析指出, 改进的算法虽然不能将近似比0.75提高, 但是对于大多数实例, 可以获得更好的运行效果.     

关于平面图的完全着色

1 引言图的着色是图论的重要内容之一。据不同实际问题,着色又分点着色、面着色及联合着色或特定着色。不管哪种着色,确定其相应的色数,已被公认为是十分困难的。本文考虑的是具有点集V,边集E和面集F的平面G(V,E,F),不考虑面则记为G(V,E)其中面∫∈F的边和边界上的顶点称为与∫相关联,边e∈E的两端点称为与e相关联。有边连接的两顶点、从同一顶点引出的两边、边界上有公共边的两面,分别叫做相邻的。     

几类积图的团染色数

设G=（VE）为简单图,V和E分别表示图的点集和边集．图G的一个k-团染色是指点集V到色集{1,2,…,k）的一个映射,使得G的每个至少含两个点的极大团都至少有两种颜色．分别给出了任意两个图的团色数与它们通过笛卡尔积、Kronecker积、强直积或字典积运算后得到的积图的团色数之间的关系．     

符号混合控制问题的某些NP-完全性结果

Let G =(V, E) be a simple graph with vertex set V and edge set E. A signed mixed dominating function of G is a function f:V∪E→ {-1, 1} such that ∑_(y∈N_m(x)∪{x})f(y)≥ 1for every element x∈V∪E, where N_m(x) is the set of elements of V∪E adjacent or incident to x. The weight of f is w(f) =∑_(x∈V∪E)f(x). The signed mixed domination problem is to find a minimum-weight signed mixed dominating function of a graph. In this paper we study the computational complexity of signed mixed domination problem. We prove that the signed mixed domination problem is NP-complete for bipartite graphs, chordal graphs, even for planar bipartite graphs.     

图的双控制的一些新结果

图G=(V,E)的每个顶点控制它的闭邻域的每个顶点.S是一个顶点子集合,如果G的每一个顶点至少被S中的两个顶点控制,则称S是G的一个双控制集.把双控制集的最小基数称为双控制数,记为dd(G).本文探讨了双控制数和其它控制参数的一些新关系,推广了[1]的一些结果.并且给出了双控制数的Nordhaus-Gaddum类型的结果.     

On（g,f）—Uniform Graphs

Thegraphsconsideredinthispaperwillbesimpleundirectedgraphs.LetGbeagraphwithvertexsetV(G)andedgesetE(G).ForavertexxofG,thedegreeofxinGisdenotedbydG(x).Theminimumdegreeandthemaximumdegree0fGaredenotedbyS(G)andb(G),respectively.Letgandfbetw0integer-valuedfunctionsdefined0nV(G)suchthatg(x)5f(x)foreveryx6V(G).Thena(g,f)-factorofGisaspanningsubgraphFofGsatisfyingg(x)SdF(x)5f(x)forallxEV(G).Ifg(x)=f(x)foreachxEV(G),thena(g,f)-factoriscalledanf-factor.Iffisaconstantfunctiontakingthevaluek,…     

极大全控点临界图

图G的点集S如果满足:VG-S(或VG)中每个点相邻于S中的某个点(或而不是它本身),则称点集S是一个控制集(或全控制集).图G的所有控制集(或全控制集)中最小基数的控制集(或全控制集)中的点数,称为控制数(或全控数),记为γ(G)(或γt(G)).在这篇文章中我们特征化γt-临界图且满足γt(G)=n-Δ(G)的图特征,这回答了Goddard等人提出的一个问题.     

On Domination and Independence Numbers of Graphs

A set S of vertices of a graph G is dominating if each vertex x not in S is adjacent to some vertex in S, and is independent if no two vertices in S are adjacent. The domination number, γ(G), is the order of the smallest dominating set in G. The independence number, α(G), is the order of the largest independent set in G. In this paper we characterize bipartite graphs and block graphs G for which γ(G) = α(G).     

Total restrained bondage in graphs

A subset S of vertices of a graph G with no isolated vertex is a total restrained dominating set if every vertex is adjacent to a vertex in S and every vertex in V (G) S is also adjacent to a vertex in V (G) S. The total restrained domination number of G is the minimum cardinality of a total restrained dominating set of G. In this paper we initiate the study of total restrained bondage in graphs. The total restrained bondage number in a graph G with no isolated vertex, is the minimum cardinality of a subset of edges E such that G E has no isolated vertex and the total restrained domination number of G E is greater than the total restrained domination number of G. We obtain several properties, exact values and bounds for the total restrained bondage number of a graph.     

块图的2-步长控制问题的一个线性时间算法

The 2-step domination problem is to find a minimum vertex set D of a graph such that every vertex of the graph is either in D or at distance two from some vertex of D.In the present paper,by using a labeling method,we provide an O(m) time algorithm to solve the2-step domination problem on block graphs,a superclass of trees.     

图的k符号边控制数

设G=(V,E)是一个图,一个函数f:E→{-1,+1},如果对于G中至少k条边e有sum from e'∈N[e]f(e')≥1成立,则称f为图G的一个k符号边控制函数.一个图的k符号边控制数定义为γ_(ks)^/(G)=min{∑_(e∈E(G))f(e)|f为图G的一个k符号边控制函数}.主要给出了一个图G的k符号边控制数γ_(ks)/(G)=min{∑_(e∈E(G))f(e)|f为图G的一个k符号边控制函数}.主要给出了一个图G的k符号边控制数γ_(ks)^/(G)的若干新下限,并确定了路和圈的k符号边控制数.     

两类特殊图的逆符号边控制数

设G=(V,E)是一个图,对于图G的一个函数f:E→{-1,1},如果对任意e∈E(G),均有Σe′∈N[e]f(e′)≤1,则称f为图G的一个逆符号边控制函数.图G的逆符号边控制数γ′s(G)=max{Σe∈E(G)f(e)|f为图G的一个逆符号边控制函数}.在逆符号边控制数定义基础上,得到了所有轮图和扇图的逆符号边控制数.     

某些中间图的邻点可区别E-全色数

设G（V,E）是简单连通图,T（G）为图G的所有顶点和边构成的集合,并设C是k-色集（k是正整数）,若T（G）到C的映射f满足：对任意uv∈E（G）,有f（u）≠f（v）,f（u）≠f（uv）,f（v）≠f（uv）,并且C（u）≠C（v）,其中C（u）={f（u）}∪{f（uv）｜uv∈E（G）}.那么称f为图G的邻点可区别E-全染色（简记为k-AVDETC）,并称χ_（at）~e（G）=min{k｜图G有k-邻点可区别E-全染色}为G的邻点可区别E-全色数.图G的中间图M（G）就是在G的每一个边上插入一个新的顶点,再把G上相邻边上的新的顶点相联得到的.探讨了路、圈、扇、星及轮的中间图的邻点可区别E-全染色,并给出了这些中间图的邻点可区别E-全色数.