k度Steiner最小权网络的线性时间算法

已知平面上n个固定点集合N和m个可动点集合M,求互连点集N∪M的最短连通网络,要求这个连通网络满足：（1）固定点的度为1,可动点的度为k(k≥3）;（2）n=2 （k-2）m。网络中每条边的权与可动点的位置有关,问题是如何确定这m个可动点的位置,使这个连通网络的权最小,这个问题称为k度Steiner最小权网络问题。本给出了k为偶数,边权值为L1距离时计算最小权网络的O(n ln k)时间算法。     

一类特殊图k-限制边连通度

设F?E (G)为图G=(V,E)的一个边集,如果G-F不连通且G-F的每一个连通分支都至少有k个顶点,F就称为图G的一个k-限制性边割.图G的k-限制边连通度是图G的最小k-限制性边割的基数,记为λk(G).限制性边连通度是衡量网络可靠性的重要参数之一.证明了在2≤k≤n,h≤n/2的情况下,一类特殊图—蜻蜓网络D(n,h)的k-限制边连通度是■     

一类特殊的极大＋和支撑树在调整和权值下的逆问题

本文研究的是一类特殊的极大＋和支撑树在调整和权值下的逆问题．给定一个边赋权连通网络G=（VE,c,w）,对于每一条边e∈E,已知一个费用c（e）和一个权值叫（e）,极大＋和支撑树问题是指寻找一棵支撑树T＊,使得其是权值marxw（e）＋∑c（e）最小的一棵支撑树．而在极大＋和支撑树的逆问题中,给定一棵支撑树％,eET它不是已知网络中最优的极大＋和支撑树,要求调整网络中各边的费用c（e）,使死变成调整后网络中最优的极大＋和支撑树,目标函数是使得在l1模意义下的边权调整费用尽可能的小．本文针对已知网络中各边费用都相等这一特殊情况,给出了求解该逆问题的列生成算法,每次迭代时入基向量的选择可以转化为一个新参数下的极大＋和支撑树问题,从而可在多项式时间内确定入基向量的选择．本文最后给出了一个实例说明算法的有效性．     

网络中支撑树的边扩容问题

受多种网络改进模型的启发,作者研究了网络中支撑树的边扩容问题(GECAT).证明了GECAT问题和限制性最小支撑树问题是多项式等价的,从而说明GECAT是NP-难的.由GECAT问题到限制性最小支撑树问题的等价归约构造方式,得到一个多项式时间近似方法(PTAS).接下来,对GECAT问题的2种特殊形式做了研究并分别给出了强多项式时间算法:支撑树上需扩容边的数目最少问题和最小支撑树所需的扩容费用最少问题.对于前者,采用了T-交换算法,而后者则采用了字典序法.     

全P_k-图的边连通性(英文)

图G的Pk-路图Pk(G)是以G的k-长路构成的集合为点集,这两个路在Pk(G)中相邻当且仅当这两个k-长路在G中的交为一个k-1-长路且并未一个k+1-长路或者k-长圈时.令Ek={(v,p):p∈V(Pk(G)),v是图Pk(G)的一个顶点},定义全Pk-图Tk(G)如下:Tk(G)=(V(G)∪V(Pk(G)),E(G)∪E(Pk(G))∪Ek).该文研究全Pk-图的边连通性.     

图的独立数与分数一致性

设G是一个顶点集为V(G),最小度为δ(G),独立数为α(G)的图,k≥2是整数。图G的支撑子图F称作是图G的分数k-因子,如果对于每一个x∈V(F)都有dh G(x)=k。如果对于图G的每条边e,图G都有一个分数k-因子包含它而且同时有一个分数k-因子不包含它,则称图G为分数k一致图。证明了如果δ(G)≥k+2,且α(G)≤4k(δ-k-1)/(k+1)2,则图G是一个分数k一致图。     

网格空间瓶颈斯坦纳树问题快速近似（英文）

指出了瓶颈斯坦纳树问题要求寻找一棵用至多k个斯坦纳点将n个点连接起来使得此斯坦纳树之最长边最短的斯坦纳树,该问题在VLSI、无线通讯网络和生命演化树重建等领域都有应用.Du和Wang证明网格空间瓶颈斯坦纳树问题是NP-Hard,不存在近似性能比低于2的多项式时间解决方案,并且提出一个近似性能比为2的多项式时间近似算法,算法的实际时间复杂度为O(nlog2n+kn+k2).通过引入二叉堆和斐波那契堆使算法的时间复杂度分别改进到了O(nlog2n+klog2n)和摊还时间O(nlog2n+klog2n).该改进可直接应用于欧几里得平面的瓶颈斯坦纳树2-近似算法.     

K度Steiner问题

给定平面上n个固定点 (称为正则点 )的集合N和m =n - 2k- 2 个可动点 (称为Steiner点 )的集合M ,其中k( 3≤k≤n)是确定的正整数 要求互联点集V =N∪M的网络的拓扑在正则点的度为 1 ,Steiner点的度不超过k ,这种网络称为k度网络 确定m个Steiner点的位置 ,使互联这n m个点的k度网络总长度最短 显然这个最短的k度网络一定是树 ,我们称这个树为k度Steiner最小树 (kDSMT) ,并称这个问题为k度Steiner问题 本文得到了kDSMT的一些结构特征 ,并提出了一些有待进一步研究的问题     

三类完全三部图的邻强边染色

文章研究了完全三部图G=kl,m,n(1≤l≤m≤n)在1≤l≤3时的邻强边染色问题,用构造性方法给出了其邻强边色数.论证了对1≤l≤3的完全三部图有Δ(G)≤χ′as(G)≤Δ(G)+2成立.     

k阶限制边连通度最优的一个充分条件

设S是图G的一个边子集,若G-S不连通且每个分支的阶至少为k,则称S为G的一个k-限制边割.若G有k-限制连割,G的最小k-限制边割的边数称为G的k阶限制边连通度,记为λk(G).记ξk(G)=min{|[X,]|∶|X|=k,G|X|连通},若λk(G)=ξk(G),则称G是λK-最优的.证明了若对G中任意一对不相邻的顶点x,y都有d(x) d(y)≥n 2(k-2),且G不是G*k图,则G是λk-最优的.     

特定材料构建支撑树问题的近似算法研究

结合最小支撑树问题和装箱问题,该文研究了一类新的组合优化问题:给定权重图G=(V,E;w, c)和一种长度为L的特定材料,要在图G中寻找一颗支撑树,并用给定的材料来构建支撑树的边,支撑树的总构建费用包括材料费用和构建费用两部分,目标是使得总构建费用达到最小。该问题是NP—难的,不存在多项式时间算法,除非P=NP。该文对所提问题设计了一个2—近似算法,并分析了算法的复杂性,证明了算法的近似度。     

Erd(o)s-sòs猜想的一个结果

借助图的包装理论,证明了当k=n-3时,Erd(o)s-Sòs猜想(如果G是一个有g条边的,n阶简单图,并且q>1/2 n(k-1),则G包含具有k条边的所有树)成立.     

S(3,n)的k-边优美的图标号

设k为非负整数,G是一个p点q边图,如果将G的边用k,k+1,k+2,…,k+q-1进行标号,而顶点标号模p运算后各不相同,则称G是k-边优美的.对于所有满足G为k-边优美图的非负整数k所构成的集合称为图G的边优美指标集.该文给出了图G=(V,E)为k-边优美的定义,根据轮图的特殊性质,讨论了S(3,n)为k-边优美图的必要条件.根据所得的必要条件,利用递归的方法构造S(3,n)的k-边优美图标号并给出详细证明,从而完全解决了当n为偶数时S(3,n)的边优美指标集问题.     

关于2色P_4问题的一些新的结果

设p(n)是满足下列条件的最小正整数:对于任意大于或等于p(n)的正整数m,在n个顶点的完全图中有一个m边着色,使得其中的任一条长为4的路P4至少含2种颜色.通过对n个顶点的完全图构造新的边着色,得到了2色P4问题的新的上界:2n-3[log3 n]-12(n大于8), 并且对于大于或等于2的正整数k,给出了p(3k-2)与p(3k-1)以及p(3k)的值为3k-12;p(3k+1)的值为3k+12;p(3k+2)的值为3k+32.所得到的结果推广和改进了近期的相关结果.     

K1,m□K1,n的均匀染色

一个图G可均匀k-染色,如果它的点集可分为k个独立集合,使得每两个不同集合中点的数目最多差1.使这种染色存在的最小数k称为图G的均匀染色数,记作x=(G).在本文中,得到了关于图K1,m□K1,n的均匀染色结果,2≤x=(K1,m□K1,n)≤4.     

超限制边连通笛卡尔乘积图的边容错性(英文)

如果G-F不连通且每个连通分支至少含有两个顶点,则连通图G的边子集F称为限制边割.如果图G的每个最小限制边割都孤立G中的一条边,则称G是超限制边连通的(简称超λ′).对于满足|F|≤m的任意子集FE(G),超λ′图G的边容错性ρ′(G)是使得G-F仍是超λ′的最大整数m.这里给出了min{k1+k2-1,υ1k2-2k1-2k2+1,υ2k1-2k1-2k2+1}≤ρ′(G1×G2)≤k1+k2-1,其中,对每个i∈{1,2},Gi是阶为υi的ki正则ki边连通图且ki≥4,G1×G2是G1和G2的笛卡尔乘积.并给出了使得ρ′(G1×G2)=k1+k2-1的一些充分条件.     

边连通简单图的独立数与上可嵌入性

文章讨论了边连通简单图的独立数与上可嵌入性的关系,得到了下列结果:(1)设G是一个k-边连通简 单图(k=1,2),若α(G)≤k,则G是上可嵌入的;(2)设G是一个3-边连通简单图,若α(G)≤5,则G是上可嵌入 的。     

点可迁图的顶点划分

设G是k正则连通点可迁图。图G的一个边割S称为限制性边割，如果G－S不含孤立点，最小限制性边割所含的边数λ′称为限制性边连通度。已经证明λ′≤2k-2，等号成立时，称图G是极大限制性边连通的。本文证明了：如果G不是极大限制性边连通的，那么G的顶点集存在一个划分π＝（C1，…，Cm)，使得由Ch导出的子图同构于一个连通k-1正则点可迁图H,h=1,2，…，m，而且k≤|H|≤2k-3。     

关于K棵支撑树的2个问题

给定一个(有向)连通图G=(V，E)，寻找k棵支撑树(边可以重复)，满足树中的边在k棵树中出现的次数不超过其容量，考虑2个问题：①k棵支撑树的费用之和尽可能小；②k棵支撑树中费用最大的尽可能小,给出了问题①的一个最优算法，同时应用该算法，问题②是是近似的。     

固定顶点的树划分问题

 考虑了2个固定顶点的树划分问题,即固定k个顶点的最小和树划分问题和固定k个顶点的最小最大树划分问题,我们得到如下结果:①利用Greedy技巧,得到固定k个顶点的最小和树划分问题的最优多项式算法;②证明了固定k个顶点的最小最大树划分问题是NP-难的,并利用①的结果给出了固定k个顶点的最小最大树划分问题的一个k-近似算法.