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概述考点：
邻接矩阵，矩阵的计算及含义，完全图，补图，平面图的相关概念，欧拉图，最小生成树，最优二叉树
一.图
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二.路和回路
2.1
2.2连通与可达
1.可达
2.连通
三.图的矩阵表示
3.1邻接矩阵
3.2可达性矩阵
3.3无向图的完全关联矩阵
3.4有向图的完全关联矩阵
四.特殊的图
4.1欧拉图和哈密尔顿图
五.平面图
六.对偶图
七.树与生成树
7.1
生成树：
7.2 有序树与二叉树之间的转换
7.3最优树与哈夫曼算法
7.4编码问题
概述考点：
邻接矩阵，矩阵的计算及含义，完全图，补图，平面图的相关概念，欧拉图，最小生成树，最优二叉树
一.图
二.路和回路
2.1
②若路中的所有边互不相同，则称为迹；
若回路中的所有边互不相同，则称此回路为闭迹。
③若路中的所有结点互不相同，则称此路为通路；
若回路中除v0=vk外的所有结点互不相同，则称此回路为圈 。
2.2连通与可达
1.可达
在图G = <V, E>中，vi, vj∈V。
①如果从vi到vj存在路，则称vi到vj是可达的，否则称vi到vj不可达。规定：任何结点到自己都是可达的。
②如果vi到vj可达，则称从vi到vj长度最短的路的长度为从vi到vj的距离，记为d(vi, vj)。如果vi到vj不可达，则通常记为d(vi, vj) = ∞。
2.连通
无向图：
①若无向图G中的任何两个结点都是可达的，则称G是连通图，否则称G是非连通图。
通俗的讲：图G的一个连通分支是图G的一个极大连通子图，一个图被分成几个小块,每个小块是连通的,但小块之间不连通,那么每个小块称为连通分支。一个孤立点也是一个连通分支
连通分支数用W(G)表示。
②设无向图G=<V,E>为连通的，若有结点集V1⊆ V，使得图G删除了V1所有结点后，所得的子图是不连通的，而删除了V1的任意真子集后，所得的子图仍然是连通图。则称集合V1为图G 的点割集。若某一结点就构成点割集，则称该结点为割点。
点割集： 个人理解：删掉一堆点不连通，删掉一堆点里的一个或者任意几个还是连通的
边割集：同上述
④若G不是完全图，定义G的点连通度(或连通度)为：
k(G)=min{|V1| V1是G的点割集} 。
注：一个不连通图的点连通度等于0，
存在割点的连通图的点连通度为1。
类似地，定义非平凡图G的边连通度为：
λ(G)=min{|E1|E1是G的边割集}
有向图：
设G = <V, E>是一个有向图，
①略去G中所有有向边的方向得无向图G’，如果无向图G’是连通图，则称有向图G是连通图或称为弱连通图。否则称G是非连通图；
②若G中任何一对结点之间至少有一个结点到另一个结点是可达的，则称G是单向连通图；
③若G中任何一对结点之间都是相互可达的，则称G是强连通图。
有向图G是强连通图的充分必要条件是G中存在一条经过所有结点的回路。
三.图的矩阵表示
3.1邻接矩阵
3.2可达性矩阵
按照线性代数中的算法算，结果中的大于1 的数字都换成1 所形成的
3.3无向图的完全关联矩阵
（1）给定无向图G，令v1,v2,…,vp和e1,e2,…,eq分别记为G的结点和边，则矩阵M(G)=(mij)，其中
1关联，0不关联
3.4有向图的完全关联矩阵
四.特殊的图
4.1欧拉图和哈密尔顿图
设G是无孤立结点的图，若存在一条路(回路)，经过图中每边一次且仅一次，则称此路(回路)为该图的一条欧拉路(回路)。
具有欧拉回路的图称为欧拉图。
规定：平凡图为欧拉图。
以上定义既适合无向图，又适合有向图。
总结：
(1)仅有欧拉路而无欧拉回路的图不是欧拉图；
(2)图中是否存在欧拉路、欧拉回路的判定非常简单，只需要数一下图中结点的度数即可；
定理 无向图G = <V, E>具有一条欧拉路，当且仅当G是连通的，且仅有零个或两个奇度数结点。
(3)使用Fleury算法求欧拉路(回路)时，每次走一条边，在可能的情况下，不走桥。
哈密尔顿图：
经过图中每个结点一次且仅一次的路(回路)称为汉密尔顿路(回路)。
存在汉密尔顿回路的图称为汉密尔顿图。
规定：平凡图为汉密尔顿图。
以上定义既适合无向图，又适合有向图。
五.平面图
如果能把一个无向图G的所有结点和边画在平面上，使得任何两边除公共结点外没有其他交叉点，则称G为平面图，否则称G为非平面图。
当且仅当一个图的每个连通分支都是平面图时，这个图是平面图。
平面图中所有面的次数之和等于边数的二倍。
六.对偶图
对于具有n个面的平面图G=<V,E>,实施下列步骤所得到的图G*=<V*,E*>，称为G的对偶图：
(1)在G的每一个面 ri内部作一个G*的顶点vi*∈V*；
(2)若G的面ri与rj有公共边界ek，那么过边界ek，作关联vi与vj的一条边，且与其他边不相交；
(3)当且仅当ek为ri一个面的边界而非与其他面的公共边界时，作vi*的一条环与ek相交，且仅交于一处，并不与G*的边相交。
G 的对偶图G*有以下性质：
(1) G*是平面图
(2) 若边e为G中的环，则G*与e对应的边e*为桥，若e为桥，则G*中与e对应的边e*为环.
(3) 同构的平面图的对偶图不一定是同构的.
如上面的例子.
七.树与生成树
7.1
1. 连通而不含回路的无向图称为无向树，简称树，常用T表示树。
2.树中度数为1的结点称为树叶；度数大于1的结点称为分支点或内部结点。
3.每个连通分支都是树的无向图称为森林。
4.平凡图称为平凡树。
5.树中没有环和平行边，因此一定是简单图
6.在任何非平凡树中，都无度数为0的结点。
具体总结方法：
连通-->不含回路-->树
不连通-->不含回路-->森林
生成树：
（1）定义
给定图G = <V, E>，若G的某个生成子图是树，则称之为G的生成树，记为TG。
生成树TG中的边称为树枝；G中不在TG中的边称为弦；TG的所有弦的集合称为生成树的补。
定义 设G = <V, E>是连通的带权图，T是G的一棵生成树，T的每个树枝所赋权值之和称为T的权，记为W(T)。G中具有最小权的生成树称为G的最小生成树。 
7.2 有序树与二叉树之间的转换
（1）任何一棵有序树都可以改写为一棵对应的二叉树。方法如下：
加线：在兄弟结点之间加一连线；
抹线：对任何结点，除了其最左的孩子
外，抹掉该结点原先与其孩子之
间的连线；
旋转：将水平的连线和原有的连线，以
树根结点为轴心，按顺时针方向
粗略地旋转450。
7.3最优树与哈夫曼算法
设有一棵二叉树，若对其所有的t片叶赋以权值w1、w2、…、wt，则称之为带权二叉树；若权为wi的叶的层数为L(wi)，则称 为该带权二叉树的权；而在所有带权w1、w2、…、wt的二叉树中，W(T)最小的二叉树称为最优二叉树。
哈夫曼算法
1952年，D.A.Huffman给出求最优二叉树的算法。
首先找出两个最小权值，设为w1和w2，然后对t-1个权w1+w2，w3，…，wt求作一棵最优树，并且将这棵最优树的结点w1+w2分叉生成两个儿子w1和w2，依此类推。
7.4编码问题
前缀码
（2）用二叉树产生前缀码
给定一棵二叉树T，假设它有t片树叶。
设v是T任意一个分支点，则v至少有一个儿子至多有两个儿子。若v有两个儿子，则在由v引出的两条边上，左边的标上0，右边的标上1；若v只有一个儿子，在v引出的边上可标0也可标1。设vi为T的任意一片树叶，从树根到vi的通路上各边的标号组成的符号串放在vi处，t片树叶处的t个符号串组成的集合为一个前缀码。文章来源：https://www.toymoban.com/news/detail-756125.html
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