超图在圈中的嵌入问题

H为定义在圈G上的一个超图,将H的每条超边映射为圈G中不同的路,并且这条路包含此超边中的所有的顶点,此问题称为超边在圈G中的嵌入问题(MCHEC问题).超图在圈中的嵌入问题即为寻找H在G中的最优嵌入使得G中任一边被H所有超边的嵌入经过的最大次数最小.应用组合最优化以及概率方法可得到MCHEC问题的PTAS算法.     

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.     

关于匀称超树数的猜想

1982年,毛经中对(k 1) p阶和q边的匀称超树的个数T_(k 1)(p,q)提出如下猜想:其余 易见,当k(?)1时,T(p, q) (q-1)~(?) p~p(?),故(*)成立将是标号树计数的Cayley公式在超图理论中的推广。 本书证明了上述猜想并得到一般超图的计数式。 定义 如果超图H (X,ε)是连通的且不含圈,则称H为一超树,若(?)E_i∈ε,|E_i|=M,则称H是匀称M秩超树。     

D-完全一致混合超图不可着色的一个充要条件

混合超图的上,下色数与C-超边和D-超边数有着必然联系.一般地,增加C边会使下色数x(H)增加,增加D-超边会使上色数(x)(H)减小.本论文对D-完全一致混合超图进行研究,利用组合数学中分划思想及方法得到的D-完全一致混合超图不可着色的一个充要条件,对D-完全一致混合超图能否着色找到了可行的依据,进一步揭示C-超边数...     

S-拟正规嵌入子群

群G的一个子群H称为在G中S-拟正规嵌入的,如果对H阶中的每一个素因子p,H的Sylowp-子群也是G的某个S-拟正规子群的Sylowp-子群.利用子群的S-拟正规嵌入性给出了群为p-幂零群及超可解群的一些特征.     

关于r-超树的因子定理

树的概念分别由Ljamin 及 Bolloba’s等人在超图中做了不同的推广,他们研究了超树的顶点数与边数的关系及复盖数等。本文中的γ-超树是 Ljamin超树的特例.文中给出了一个γ-超树有1-因子的充分必要条件,推广了Chungphaisam关于树的因子定理. 本文中未加说明的记号和述语皆见[4].超图H=(X,E)的秩γ(H)=max|Ei|.超图H=(X,E)的圈是一个顶点和边的交错序列{x_1,E_1,x_2,E_2,…,x_q,E_q,x_(q 1)}使x_i∈X,E_i∈E,x_i,x_(i 1)∈E_i, i=1,…,q,其中x_(q 1)=x_1;i≠j时E_i≠E_j,x_i≠x_j,且q>1. 由此定义易见一个超图不合圈,则任意的E_i,E_j∈E,E_i≠E_j必有|E_i∩E_j|≤1.     

本原简单超图的指数集

设H是一个超图, 用H\+*和L(H)分别表示H的对偶超图和线图. 定义H的邻接图是由L(H\+*)和H的所有环组成的图, 记作G\-H. 若G\-H是本原的, 则称H是本原的, 并称γ(G\-H)为H的指数. 该文得到了所有n阶本原简单超图以及所有秩不小于3的n阶本原简单超图的指数集, 并分别刻划了其极超图.     

边着色路到完全图的嵌入

一、一个猜想设 P_n 为具有 n 个顶点的一条路,它的 n-1条边着上了不同的颜色,若这个着色能扩充为 n 个顶点的完全图 K_n 的一个正常的 x′(K_n)一边着色,则称边着色路 P_n 能嵌入于完全图.一般说来,设 G 是具有边色数 x′(G)的一个简单图,令 M(G)为 G 中所有满足以下性质的子图 H(?)G 的集合:存在 G 的一种正常的 x′(G)-边着色使得 H 的各条边具有不同的颜色.设 K_n 是 n 个顶点的完全图,把集合 M(K_n)简记为 M_n 于是我们一开始提出的问题“P_n 能否嵌入于完全图”等价于“P_n 是否属于 M_n”.     

5-一致超图的全横贯

设H=(V,E)是以V为顶点集, E为(超)边集的超图. 如果H的每条边均含有k个顶点, 则称H是k-一致超图. 超图H的点子集T称为它的一个横贯, 如果T 与H 的每条边均相交. 超图H的全横贯是指它的一个横贯T, 并且T还满足如下性质: T中每个顶点均至少有一个邻点在T中. H 的全横贯数定义为H 的最小全横贯所含顶点的数目, 记作\tau_{t}(H). 对于整数k\geq 2, 令b_{k}=\sup_{H\in{\mathscr{H}}_{k}}\frac{\tau_{t}(H)}{n_{H}+m_{H}}, 其中n_H=|V|, m_H=|E|, {\mathscr{H}}_{k} 表示无孤立点和孤立边以及多重边的k-一致超图类. 最近, Bujt\'as和Henning等证明了如下结果: b_{2}=\frac{2}{5}, b_{3}=\frac{1}{3}, b_{4}=\frac{2}{7}; 当k\geq 5 时, 有b_{k}\leq \frac{2}{7}以及b_{6}\leq \frac{1}{4}; 当k\geq 7 时, b_{k}\leq \frac{2}{9}. 证明了对5-一致超图, b_{5}\leq \frac{4}{15}, 从而改进了当k=5 时b_k的上界.     

4一致反超图的最小边数问题

混合超图是在超图的基础上添加一个反超边得到的图．超边和反超边的区别主要体现在着色要求上．在着色中,要求每一超边至少要有两个点着不同的颜色,而每一反超边至少有两个点着相同的颜色．最大最小颜色数分别称为混合超图的上色数和下色数。本文主要研究反超图,即只含反超边的超图。讨论了上色数为3的4一致超图的最小边数问题．给出了上色数为3的4一致反超图的最小边数的一个上界和一个下界．     

直径不超过4的树的割宽

§ 1　IntroductionThe cutwidth problem for graphs,as well as a class of optimal labeling and embed-ding problems,have significant applications in VLSI designs,network communicationsand other areas (see [2 ] ) .We shall follow the graph-theoretic terminology and notation of [1 ] .Let G=(V,E)be a simple graph with vertex set V,| V| =n,and edge set E.A labeling of G is a bijec-tion f:V→ { 1 ,2 ,...,n} ,which can by regarded as an embedding of G into a path Pn.Fora given labeling f of G,th…     

Vertex partitions of r-edge-colored graphs

Let G be an edge-colored graph.The monochromatic tree partition problem is to find the minimum number of vertex disjoint monochromatic trees to cover the all vertices of G.In the authors' previous work,it has been proved that the problem is NP-complete and there does not exist any constant factor approximation algorithm for it unless P=NP.In this paper the authors show that for any fixed integer r≥5,if the edges of a graph G are colored by r colors,called an r-edge-colored graph,the problem remains NP-complete.Similar result holds for the monochromatic path(cycle)partition problem.Therefore,to find some classes of interesting graphs for which the problem can be solved in polynomial time seems interesting. A linear time algorithm for the monochromatic path partition problem for edge-colored trees is given.     

图的半强积的邻点可区别染色

两个简单图G与H的半强积G·H是具有顶点集V(G)×V(H)的简单图,其中两个顶点(u,v)与(u',v')相邻当且仅当u=u'且vv'∈E(H),或uu'∈E(G)且vv'∈E(H).图的邻点可区别边(全)染色是指相邻点具有不同色集的正常边(全)染色.统称图的邻点可区别边染色与邻点可区别全染色为图的邻点可区别染色.图G的邻点可区别染色所需的最少的颜色数称为邻点可区别染色数,并记为X_a~((r))(G),其中r=1,2,且X_a~((1))(G)与X_a~((2))(G)分别表示G的邻点可区别的边色数与全色数.给出了两个简单图的半强积的邻点可区别染色数的一个上界,并证明了该上界是可达的.然后,讨论了两个树的不同半强积具有相同邻点可区别染色数的充分必要条件.另外,确定了一类图与完全图的半强积的邻点可区别染色数的精确值.     

T-型树谱唯一性的一个简单刻画

图G称为谱唯一的,如果任何与G谱相同的图一定与G同构.一棵树称为T-型树如果其仅有一个最大度为3的顶点.本文给出了T-型树谱唯一性的一个简单刻画,从而完全解决了T-型树的谱唯一性问题.     

Groupoid的诱导表示

设Ｇ为第二可数局部紧有Ｈａａｒ系的Ｇｒｏｕｐｏｉｄ， Ｈ为子Ｇｒｏｕｐｏｉｄ闭于Ｇ，则可得Ｇｒｏｕｐｏｉｄ　Ｈ＼Ｇ２，我们证明了Ｃ＊（Ｈ）与Ｃ＊（Ｈ＼Ｇ２）是Ｍｏｒｉｔａ等价的，从而回答了［１］中的问题．利用此非本原双模及定义Ｃ＊（Ｇ）到Ｍ（Ｃ＊（Ｈ＼Ｇ２））的映射，得到了由Ｃ＊（Ｈ）到Ｃ＊（Ｇ）的诱导表示．特别在群丛情形，我们定义了Ｃ＊（Ｈ）→Ｍ（Ｃ＊（Ｇ））的映射，并具体得到了诱导表示的积分形式的表达式．     

最小最大树划分的近似算法与最小和树划分的精确算法

本文研究把连通赋权图的点集划分成p个子集,要求每个点子集的导出子图都连通,并且使得所得到的p个子图的最小支撑树中权重最大者的权重达到最小(最小最大树划分问题),或者使得所得到的p个子图的最小支撑树权重之和达到最小(最小和树划分问题)．文中给出了最小最大树划分问题的强NP困难性证明,并给出了一个多项式时间算法,该算法是最小最大树划分问题的竞争比为p的近似算法,同时是最小和树划分问题的精确算法．     

无向路图和块图上的混合控制

图G=(V,E)的一个混合控制集是一个满足如下条件的集合DV∪E:不在D中的每个点或每条边都相邻或关联于D中的至少一个点或一条边.确定图的最小基数的混合控制集的问题称为混合控制问题.本文研究混合控制问题的算法复杂性,证明了混合控制问题在无向路图上是NP-完全的,但在块图上有线性时间算法.无向路图和块图都是弦图的子类,又是树的母类.     

Formations and Products of F(G)-Subnormal Subgroups of Finite Solvable Groups

Mathematical Notes - A subgroup H of a finite group G is said to be F(G)-subnormal if it is subnormal in HF(G), where F(G) is the Fitting subgroup of G. In the paper, the problem of whether or not...     

On Family of Graphs with Minimum Number of Spanning Trees

We show that there is a well-defined family of connected simple graphs Λ(n, m) on n vertices and m edges such that all graphs in Λ(n, m) have the same number of spanning trees, and if ${G \in \Lambda(n, m)}$ then the number of spanning trees in G is strictly less than the number of spanning trees in any other connected simple graph ${H, H \notin \Lambda(n, m)}$ , on n vertices and m edges.