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最新离散数学习题答案
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习题9
1.设G是一个(n,m)简单图。
证明:
,等号成立当且仅当G是完全图。
)先证结论:
1证明:
(
因为G是简单图,所以G的结点度上限max(d(v))≤n-1,G图的总点度上限为max(Σ(d(v))≤n﹒max(d(v))≤n(n-1)。
根据握手定理,G图边的上限为max(m)≤n(n-1)/2,所以。
(2)=〉G是完全图
因为G具有上限边数,假设有结点的点度小于n-1,那么G的总度数就小于上限值,边数就小于上限值,与条件矛盾。
所以,G的每个结点的点度都为n-1,G为完全图。
G是完全图=〉
因为G是完全图,所以每个结点的点度为n-1,总度数为n(n-1),根据握手定理,图G的边数。
■
2.设G是一个(n,n+1)的无向图,证明G中存在顶点u,d(u)≥3。
证明:
反证法,假设,则G的总点度上限为max(Σ(d(u))≤2n,根据握手定理,图边的上限为max(m)≤2n/2=n。
与题设m=n+1,矛盾。
因此,G中存在顶点u,d(u)≥3。
■
3.确定下面的序列中哪些是图的序列,若是图的序列,画出一个对应的图来:
(1)(3,2,0,1,5);
(2)(6,3,3,2,2)
(3)(4,4,2,2,4);(4)(7,6,8,3,9,5)
解:
除序列
(1)不是图序列外,其余的都是图序列。
因为在
(1)中,总和为奇数,不满足图总度数为偶数的握手定理。
可以按如下方法构造满足要求的图:
序列中每个数字ai对应一个点,如果序列数字是偶数,那么就在对应的点上画ai/2个环,如果序列是奇数,那么在对应的点上画(ai-1)/2个环。
最后,将奇数序列对应的点两两一组,添加连线即可。
下面以
(2)为例说明:
(6,3,3,2,2)对应图G的点集合V={v,v,v,v,v}
51243
vv21
v4v3
v5
2)=(3,1,1,1,1)//2,(3-1)//每个结点对应的环数(62,(3-1)/2,22,2精品文档.
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vv21
v4v3
v5
一组,画一条连线v,v将奇数3,3对应的结点32
vv21v4v3v5
■其他序列可以类式作图,当然大家也可以画图其它不同的图形。
m)图中。
4.证明:
在(n,
,那么这组数的算术平均值一定大于等d(v)}证明:
图的点度数是一组非负整数{d(v),d(v)…n21,最小值于其中的最小值,同时小于等于其中的最大值。
对应到图的术语及为:
最大值为)/n=2m/n,为δ,平均值=(所以。
■)+d(v)+d(v)…d(vn12
5.证明定理10.2。
,E)V10.2】对于任何(n,m)有向图G=(,【定理
每条有向边为图贡献一度出度,同时贡献一度出度,所以总出度和总入度证明:
有向图中,■相等,并和边数相等。
因此,上述关系等式成立。
。
.设6G是(n,m)简单二部图,证明:
即可。
=阶的简单二部图的边数的最大值证明:
本题目,我们只需要说明n
。
此种情况下,|V1|+|V2|=nV2,那么V1设n阶的简单二部图,其两部分结点集合分别为,max(m)=(n-|V2|)|V2|.变形为,为完全二部图时,当G有最多的边数,即max(m)=|V1||V2|,时取得。
及此函数的最大值及为n2阶二部图的边的上限值,其上限值为当|V2|=n/n,max(max(m))=所以阶二部图■(n,m),
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的阶数n2个3度数结点,其余结点的度数均为,求G7.无向图G有21条边,12
■n=15解此方程得21=(3Χ12+2(n-12))/2,解:
根据握手定理有:
中的两个图是否同构,并说明理由。
.判断图10.2910
图9-1.15图10.29
解:
题中两个图不同构,因为左边图的唯一3度点有2个1度点为其邻接点,而右图唯一的■度点为其邻接点。
因此这两个图不可能同构1个13度点只有
13.设有向图D=如下图10.31所示。
(1)在图中找出所有长度分别为1,2,3,4的圈(至少用一种表示法写出它们,并以子图形式画出它们)。
(2)在图中找出所有长度分别为3,4,5,6的回路,并以子图形式画出它们。
解:
(1)
C=AA
C=AeBeCeAC=AeBeCeDeA
2448756
C=ADA
C=AeBeCeA
C=AeBeCeDeA
5472846
(2)子图略精品文档.
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长度为三的回路:
AeAeAeA,AeAeDeA,AeBeCeA,AeBeCeA
514141718352长度为四的回路:
AAAAA,AAADA,AABeCA,AABeCA,ABeCDA,ABeCDA
8877长度为五的回路:
AAAAAA,AAAADA,AAABeCA,AAABeCA,AABeCDA,AABeCDA,8877■AA,ADAeBeCeBeCeA,ADAeBeCeCeAADADA,AAAeBeA,AAAe584555448477
15.若u和v是图G中仅有的两个奇数度结点,证明u和v必是连通的。
u和v不连通,那么他们必然分布于此图的两个连通分支中。
那么它证明:
反证法,假设们将分别是各连通分支中唯一的奇数度结点。
根据握手定理,一个图中奇度点的个数为偶数。
而两个连通分支中,奇度点的个数为奇数。
矛盾。
矛盾的产生,是由于假设不连通导致的,■因此,题设结论成立
17.设(n,m)简单图G满足,证明G必是连通图。
构造一个的非连通简单图。
证明:
假设G不连通,分支G1,G2..Gk,那么他们的边数的最大值max(m)=Σ(n(n-1)/2=(n-1)/2Σ(n-1)=(n--1)n/2≤Σ(n-1)iiii1)(n-k)/2,所以,只有当k=1时,才能满足题设要求,G是连通图。
如果将顶点集合分成两个点集,|V1|=1,|V2|=n-1,构成如下的有两个分支的非连通简单图,G1=(1,0),■G2=Kn-1,满足题设条件
18.设G是阶数不小于3的连通图。
证明下面四条命题相互等价:
(1)G无割边;
(2)G中任何两个结点位于同一回路中;
(3)G中任何一结点和任何一边都位于同一回路中;
(4)G中任何两边都在同一回路中。
证明:
(1)=〉
(2)
因为G连通,且G无割边,所以任意两个结点u,v,都存在简单道路p=u…wv.又因为G无割边,所以,删除边wv后,子图依然连通,即w,v存在简单道路p',以此类推,可以找到一条核p每条边都不相同的p''=v…u,这样p和p''就构成了一条回路。
(2)=〉(3)
因为G中任意两个结点都位于同一回路中,所以任意结点u,和任意边e的两个端点v1,v2都分别在两个回路C1,C2中,如果C1=C2=u…v1…v2…u,那么将回路中v1…v2,用v1v2=e替换,就得到新的新的回路,并满足要求。
如果C1≠C2,C1=u…v1…u,C2=u…v2…u,那么构成新的道路P=u…v1…u…v2…u,在其中将重复边剔出掉,得到新的回路C3,其中包含v1,v2结点,可以将回路中v1…v2用v1v2=e替换,就得到新的新的回路,并满足要求.
(3)=〉(4)
对任意两条边e1,e2其端点分别为u1,u2,v1,v2。
根据(3)存在回路C1=
u1…v1v2…u1,C2=u2…v1v2…u2。
那么可以形成新的闭道路P=u1…v1v2…u2…v1v2…u1,在其中将重复边剔出到,得到新的回路C3,其中包含e2和u1,u2结点,可以将回路中u1…u2用u1u2=e1替换,就得到新的新的回路,包含e1,e2,满足要求.
(4)=>
(1)
因为任意两条边都在同一回路中,所以不存在割边。
假设边e是割边,那么删除此边,图不精品文档.
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连通,分支中的任何一对不在同一分支中的边,不能构成回路,与条件矛盾。
所以,G中无■割边
19.设G=(V,E)是点度均为偶数的连通图。
证明:
对任何。
证明:
G-v最多产生d(v)个奇数度点,又因为每个连通分支中奇数度点的个数是偶数,即■相连,所以总连通分支数小于等于d(v)/2G-v的连通分支最少有两条边和v
21.证明:
在非平凡连通图G中,e为割边的充要条件是它不包含于G的任何圈中。
证明:
1)e为割边=〉e不包含于G的任何圈中
假设e包含在某一圈Ci中,那么删除此边,但边关联的两个邻接点依然连通,所以没有破坏原图的连通性。
因此不是割边,矛盾。
所以假设不成立,既e不包含于G的任何圈中;
2)e不包含于G的任何圈中=〉e为割边
假设e为割边,那么删除此边,生成子图依然连通。
e关联的两个邻接点有基本道路存在,此基本道路连同e构成一个圈。
与题设矛盾。
所以假设不成立,既e为割边。
根据1),2)可知,题设结论成立■
23.证明:
在具有n(n≥2)个结点的简单无向图G中,至少有两个结点的度数相同。
证明:
此题可用鸽笼原理,因为n个结点的简单无向图G中,结点的度数只可能是0,1,2…n-1这n个数,又因为如果有结点的度数为0,那么就不可能有结点的度为n-1,反之也然。
所以n个结点,最多有n-1种度数,其中必有至少两个结点的度数相同■
24.设G是的简单图。
证明:
G中必有长度至少为的圈。
证明:
设p=u...v是满足题设要求图G中的最长基本道路,那么d(u),d(v)都应该大于等于δ。
那么,u,v的邻接点都应该在道路p上,否则此道路可以延长,与其是最长路假设矛盾。
如果u,v是邻结点,那么可以构成一个圈c=u…vu,其长度≥δ+1。
如果u,v不是邻结点,那么从p的终点开始删除点,直到其为u的邻结点为止,得到道路p',可知道路p',依然保持u的所有邻结点都在p'上的性质,所以可构成一个圈c'=u...u'u,其长度≥δ+1,证毕■
25.证明:
G是单向连通图当且仅当存在一条包含G中全部结点的有向道路。
证明:
假设不存在包含全部结点的有向道路,那么设p=v1v2...vk是G中最长的有向道路,且u结点不包含在此有向道路中。
u和此道路中任何中间结点都不可能双向可达,且u不能到达v1,且vk也不能到达u,否则,此最长路可扩充。
那么由于道路上的每个结点和u都单向可达,所以此最长路和u之间的可达关系必然如下图所示:
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k+1/2-k/2
uu
vvk+1/2k/2+1v+1k+1/2
k为奇数k为偶数
与u之间是…u…vv,而当k为奇数时,不管v……当k为偶数时,道路可扩充为vvk+1/2k1k/2+1k/2所以G中一定存在包含所有结点的都可以构造出更长的有向道路,矛盾,如何单向可达的,有向道路■
如图10.32所示,先将此图顶点和边标出,然后求图中的全部割点和割边。
26.无向图G
图10.32
解:
标注如下所示:
u3u7u5u1
u9u8u4u2u6
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根据标记后的图,可求得割点分别为:
u4,u7,u8,割边分别为:
u4u5,u7u8,u8u9■
27.求图10.33的全部强分图和单向分图。
图10.33
解:
将图重新标记如下:
v1v4
v2v9v5v6
v8v3
v7
那么此图的邻接矩阵为,通过计算可求得其强分图矩阵为:
由于两个,一个包含其它的8个节点。
此图有两个强分图,一个包含一个结点V9因此,强分图之间存在有向道路,因此全部9个结点,构成了单向分图■
28.证明:
一个连通无向简单图中,任意两条最长路至少有一个公共顶点。
.uk没有公共点,那.vk,p2=u1u2..证明:
假设两条最长路p1=v1v2..设此道路起点是p1上m点,否则就不是连通图了。
么两条道路上的点集之间就有道路相连,(1)m,w是p1,p2的中间结点,终点是p2上的w点.可根据如下情况进行调论:
)21,矛盾。
(.m.那么可构成新道路P=v1v2.....w..uk,此路至少比P1长之间的道路进行拼接,那么可得那么可以将两个长路段和m,wm假设不能均分和wp1,p2,长的道路,与p1,p2是最长路矛盾。
因此任意两条最长路至少有一个公共顶点到比p1■
G-1GnG29.证明:
若是阶无向简单图,中每一对不相邻的顶点的度数之和至少是n,则精品文档.
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是连通图。
证明:
假设G不是连通图,G1,G2是G的两个连通分支,分别为n1,n2阶连通无向简单子图,则n1+n2≤n。
对G1中任意结点v1,和G2中任意结点v2而言,v1的最大点度为n1-1,v2的最大结点度为n2-1;则v1,v2的点度之和,最大为n1+n2-2≤n-2矛盾的导出,是因为假设G不是连通图引起的,因此,原题设结论成立■
30.求出图10.34的邻接矩阵、可达性矩阵、强分图和关联矩阵。
图10.34
解:
对图的结点和边进行编号如下:
v6v3v1e2
e7e9v5e5e12e11e3e1e6e8e10e4v2v7v4
邻接矩阵:
因此可达矩阵为:
阵为:
分强图矩
为阵:
矩关联
■
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习题十一
1.设一个树中度为k的结点数是n(2≤k),求它的叶的数目。
k
解:
设T的节点总数为n,叶节点数目为t,根据题意及握手定理有:
t+n+n+…+n=n
(1)k32t+2n+3n+…k(n)=2(n-1)
(2)握手定理k23
(1),
(2)联立求解得:
■+2+…(k-2)nt=n+2nk43
2.证明:
树T中最长道路的起点和终点必都是T的叶。
证明:
假设T中最长道路P=vv…v的起点或终点不是T的叶结点,设d(v)>1,则v的所有i1i2iki1i112l)都在P中,那么在T中可以找到一个回路,,v'那么截取道路P,邻接点(v‘得到回路,v'C=…lv.与T中无回路矛盾。
对于d(vv')>1时同理。
因此,假设不成立,即最长道路P的起…viki1i1■的叶节点点和终点都是T
6.证明:
如果T是树且Δ≥k,则T中至少有k个叶结点。
证明:
当T为非平凡树时,根据T的定义,T中每个枝点都是割点,当删除d(v)=Δ的节点时,ω(T-v)=Δ,每个分支都是数,如果分支都是平凡树,则这些节点都是T的叶,叶节点数为Δ。
如果分支有非平凡数,那么至少有两个叶节点,其中至少一个是删除v时就存■。
因此T中至少有k个叶结点≥k在的,因此总的叶节点个数≥Δ
7.设G为n(n≥5)阶简单图,证明G或中必含圈。
证明:
反证法,假设G和中都不含圈,那么G和的所有分支都是树。
则G所包含的最大边数|E(G)|=n-1,则所包含的最大边数|E()|=n-1.因为G及的边数总和|E(G)|+|E()|=n(n-1)/2,
■或中必含圈.矛盾因此,G但根据假设条件,max|E(G)|+max|E()|=2(n-1)10.设e是连通图G的一条边。
证明:
e是G的割边当且仅当e含于G的每个生成树中。
证明:
1)充分性:
e是G的割边则e含于G的每个生成树中
假设e不包含在某棵生成树T中,那么e一定在T的树补边集中,那么G-{e}中依然包含树T,因此G-{e}连通,与e是割边矛盾,因此e含于G的每个生成树中;
2)必要性:
e含于G的每个生成树中则e是G的割边
e不是G的割边,那么G-{e}依然连通,具有生成树,假设这些生成树也是G的生成树,e,与e含于G的每个生成树中前提矛盾,因此e且不包含是G的割边。
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■的每个生成树中成立含于G是G的割边当且仅当e综上所述,题设结论:
e
11.设T和T是连通图G的两个不同的生成树,a是在T中但不在T中的一条边。
证明:
2121T中存在一条边b,使得(T-a)+b和(T-b)+a也是G的两个不同的生成树。
212
证明:
从T中删除边a,得树T和T,分别用V1,V2表示这两棵子树的结点111-2-1集合,设Ea={e|e的两个端点分别属于V1,V2},显然,a∈Ea.因为a不在T2中,所以a是T的树补边。
设C(a)为在中T增加边a后所得到的圈,则C(a)中必然存在22T的树边b不在T中但在Ea中。
否则,C(a)上的T的所有树边均在T中或均不在Ea中。
1221如果C(a)上的T的所有树边均在T中,则C(a)上的所有边都在T中,与T是树矛盾。
如1211果C(a)上的T的所有树边均不在Ea中,则C(a)中除a外所有的边的端点均在V1或V2中,2与C(a)是基本回路矛盾。
所以C(a)中必然存在不在T中但在T中的的树边,设b是其中的21一条。
则(T-a)+b连通且无回路是G的生成子图,它是G的生成树。
同理(T-b)+a也21■是G的生成树
15.证明:
简单连通无向图G的任何一条边,都是G的某一棵生成树的边。
证明:
简单连通无向图G的任何一条边,要么是割边,要么是非割边。
如果是割边,那么此边是所有生成树的树边;如果不是割边,设边为e,那么G-{e}连通,可以求出生存树T,此T也是G的生存数,且不包含e,那么e是T的树补边。
则T+{e},有唯一一个圈C,■删除圈上任意一条非e边,便得到一颗包含e边的树
16.证明:
在完全二又树中,边的数目等于2(t-1),式中t是叶的数目。
证明:
设T中的结点数为n,枝点数为i;根据完全二叉树的定义,有下面的等式成立。
■解方程组,得到n=i+t,m=2i,m=n-1.m=2(t-1)
18.给出公式的根树表示。
解:
将标示符号看成叶结点,逻辑连接词作为分支结点,按公式的先后顺序构造根树如下:
Λ
Λ?
Λ
?
?
P
?
?
Q
`R
P
Q
P
■
19.给定权1,4,9,1,2,6,4,6,8,10,构造一个最优二叉树。
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解:
根据带权最优二叉树定理构造过程如下:
10
862649141
重新排68910112446
====
1089466224
====
108966444
======
10966884
====
10968810
====
10
914108
91交14101089
========
10101417
====
201417
=============
2031
=============
51
10
6
49
68
4
2
1
1
■
。
-1n)/2tt21.证明:
正则二叉树必有奇数个结点,且树叶数与结点数n之间有:
=(
因此结点m=2i,又因为是树,证明:
因为正则二叉树的边数m与分支点数i的关系为:
数n满足:
n=m-1=2i-1,必为奇数。
叶结点数t和枝点数之和为n,即:
t+i■/2-1(t=n,因此=n)
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习题十二
1.证明下面3个图都是平面图。
证明:
因为所给图都可以平面图的方式画出来,如下:
■
2.下面3个图都是平面图,先给图中各边标定顺序,然后求出图中各面的边界和面度。
■解:
略
或中至少有一个是非平面图。
的图。
证明:
G是阶数不小于3.设G11
和都是平面图,因为,所以至少有一个图的边数,设,有因为是平面图,所G证明:
假设或中至少有一个是非G的图矛盾,因此以有,求解得n≤10.与题设G是阶数不小于11■平面图
个结点、12条边的简单连通平面图,它的面的度数都是3。
证明:
具有4.6
6-12+f=2,所以有8个面。
证明:
因为是简单连通平面图,因此根据欧拉公式有)=2m=24;因为要在平面上围成一个面,至少Σd(f根据面度和与边的关系有,i24。
因此,不存在面度大于3的面,所有面的度数)需要3边,所以8个面,Σd(f≥i■都是3
305.证明:
少于条边的简单平面图至少有一个顶点的度不大于。
4精品文档.
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证明:
假设图G(n,m)的每个结点的点度都大于等于5,根据握手定理及平面图的判定定理有:
5n≤2m<60(1)握手定理
m≤3n-6(2)
根据(1)得到:
n<12
结合(1)(2)得到:
5n/2≤3n-6,所以n≥12,矛盾。
因此假设不成立,题设■结论成立
6.设G是具有k(k≥2)个连通分支的平面图,则n–m+f=k+1。
证明:
针对每个连通分支而言,满足欧拉公式及:
ni-mi+fi=2,因此Σni–Σmi+Σfi=2k.因为对G图而言只有一个外部面,但在针对每个连通分支引用欧拉欧式的时候都计算了一次外部面,因此外部面多计数k-1次,所以总面数比求和公式少k-1个面,因此有Σni–Σ■k+1m+f=–mi+Σfi-(k-1)=2k-(k-1)得n
10.举例说明同构的平面图,其对偶图不一定同构。
解:
举例如下:
对偶图不同构原图同构
■
门选修门选修课,期末考试前必须提前将这n11.设某校某专业的学生在某学期共选修了nn门课?
课程先考完,要求每天每人在下午考一门课,问至少需要几天考完这
v..此类题可转化为求图的点色数的问题,可将课程集合作为图的点集合V={v,v.解:
21},如果有同学同时选修了vi,和vj课程,.构造每门课程的学生选修集合S(vi)n■则添加边(vi,vj)到图中。
生成图G后,求G的点色数χ(G)即可
,762和,3和37462,并且课程1和,1和,1和,1和,2和,=9题中,设在12.11n门课考完。
9958565847493和,和,和,和,和,和都有人同时选,问至少几天能将
解:
按11题的要求,作出如下课程图:
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vv
vvvvv7
v5v6
■所以至少需要3天才能考完
6完成题目[1,2,3,4,5,,,8,9,10,11,12]7
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习题十三
1.构造(n,m)欧拉图使满足条件:
(1)m和n奇偶性相同;
(2)m和n奇偶性相反。
解:
和n奇偶性相同m
奇偶性相反m和n
■中求中国邮递员问