A gráfelméletben egy euleri út vagy euleri út , vagy akár egy irányítatlan gráf euleri lánca olyan út, amely minden élen áthalad, élenként egyszer. A nevet Leonhard Eulerre hivatkozva adták . Ha egy ilyen út visszatér a kiindulási ponthoz, akkor euleri pályáról vagy euleri ciklusról , vagy akár euleri túráról beszélünk . Az a gráf, amely egy euleri kört beismer , állítólag euleri . Ha beismer egy euleri tanfolyamot , akkor azt félig euleriánusnak mondják .
Az euleri út fogalmát a boríték kialakításának problémája szemlélteti. Kérdés boríték megrajzolása a ceruza felemelése nélkül és anélkül, hogy ugyanazt a vonalat többször megrajzolnánk. Az alábbi grafikon segítségével modellezhetjük a rajzot. Az euleri út megfelel annak, ha egy grafikont rajzolunk egy lapra, anélkül, hogy fel kellene emelni a ceruzát.
Példa egy euleri útvonalat befogadó gráfra.
Kézi rajz ceruza felemelése nélkül
A probléma a hét Königsberg híd a probléma az, hogy az egyik lehet átkelni minden híd, a város Königsberg egy séta, ha minden hidat. Amint az az alábbi ábrán látható, a problémát egy grafikon segítségével modellezik az alábbiak szerint: a hidak alkotják a gerinceket, a szigetek és a bankok a csúcsokat. Mivel ez a grafikon nem ismeri el az euleri utat, a problémának nincs megoldása.
|
Megfontolhatjuk egy poliéder , például egy oktaéder grafikonját is . A sokszög csúcsai és élei a gráf csúcsai és élei.
A diploma egy csúcs az élek számát érkezik a csúcsba (incidens élek). A következő grafikonokban megadjuk az egyes csúcsok fokozatait.
A 7 Königsberg-híd grafikonja és egy másik grafikon az 5 kamráról szól. Ezek a grafikonok nem ismerik el az euleri utakat. A feltüntetett számok fokok.
1. és 4. Grafikonok, amelyeknek van egy euleri útja, de nincs euleri körük. 2. Grafikon megoldás nélkül. 3. Euler-kört tartalmazó grafikon.
Euler-tétel, más néven Euler-Hierholzer-tétel, kétféle jellemzéssel rendelkezik:
Euler 1736-ban bemutatta a szükséges feltételeket. Az alábbi teljes bizonyítékot Carl Hierholzer német matematikus tette közzé 1873-ban. Euler-nek néha az egyenértékűséget tulajdonítják, mint Diestel gráfelméleti könyvében (lásd Th. 1.8.1.). A két közvetlen irányt a következőképpen mutatjuk be.
Tegyük fel, hogy van euleri út, és haladjon úgy, hogy eltávolítja a felhasznált éleket. A csúcs minden egyes szakaszánál (kivéve az elején és a végén) a csúcsra érkező hegygerincet és az onnan távozó gerincet törlik. Így a kezdő vagy a cél csúcs kivételével a fok paritása változatlan marad. Az útvonal végén az összes él eltávolításra kerül, ami lehetővé teszi a csúcsok paritásán való következtetést.
A közvetett, azaz a reciprok jelentéseket az alábbiak szerint lehet bemutatni.
Mutassuk meg, ha az összes csúcs egyenletes fokú. Kezdjük a grafikon bármely s 0 csúcsán . Kölcsönözzünk éleket, távolítsuk el őket a grafikonról, ameddig csak lehetséges. Mivel a fokok párosak, szükségszerűen visszatértünk az s 0 csúcshoz, és találtunk egy s 0 - s 1 - ... - s 0 áramkört . Ha nincs több él, akkor van egy Euler-áramkörünk. Ellenkező esetben újrakezdjük a folyamatot annak érdekében, hogy egy másik áramkört ki lehessen mutatni, egy s i csúcsból , amelyből egy él indul. Ezután kapunk egy másik s i - ... - s i áramkört , amelyet az előző áramkörbe épp beillesztettünk s i helyére :
s 0 - s 1 - ... - s i - ... - s i - s i + 1 - ... s 0 .
Addig ismételjük a folyamatot, amíg az összes élt ki nem használtuk, és nem kapunk egy Euler-kört.
Valójában írhatunk egy számítógépes programot egy Euler-útvonal vagy áramkör kiszámításához, ha van ilyen. Beszéljük meg Hierholzer 1873-as dolgozatának algoritmusát , amely a bizonyításának gondolatát követi (lásd fentebb a közvetett jelentést). Megismétli az áramkörök kinyerését, amelyeket ragasztunk egy euleri áramkör felépítéséhez. Ez az algoritmus megvalósítható annak érdekében, hogy egy algoritmus lineáris időben legyen az élek számában (lásd: 2.5.2. Példa és 2.3.1. Algoritmus). Ehhez a következő műveleteket csak állandó időben kell végrehajtani:
Ehhez elegendő hatékonyan fenntartani a kétszeresen összekapcsolt listákat :
Pierre-Henry Fleury 1883-ban adott egy másik algoritmust, de a számítógépen történő megvalósítás kevésbé lenne hatékony, mint Hierholzer algoritmusa. Ötlete az, hogy kiépítse az áramkört úgy, hogy minden alkalommal elsőbbségként kölcsönad egy olyan élt, amelynek törlése nem szakítja meg a gráfot.
A fenti eredményeket irányított grafikonokba exportáljuk. Egy ilyen gráfról azt mondják, hogy Eulerian, ha a következő tulajdonsággal rendelkezik:
A gráf íveit úgy tudjuk elrendezni, hogy a sorrendhez képest két egymást követő él - ahol a sorrend utolsó és első éle egymást követőnek tekinthető - egymás után következzenek a gráfban.Itt is ez a tulajdonság azt jelenti, hogy „áthaladhatunk” a grafikonon, ha követjük az íveket a kezdeti végüktől a terminál végéig, és természetesen minden ívet pontosan egyszer használunk, és visszatérünk a kiindulási ponthoz. Ami a nem orientált verziót illeti, a következő tételt mutatjuk be:
Euler tétele (orientált változat) - Legyen G orientált gráf. A következő három tétel egyenértékű:
A kapcsolhatóság elegendő ahhoz, hogy a nem irányított eset kiterjedjen az irányított esetre, és egy euleri gráf szükségszerűen szorosan kapcsolódik egymáshoz.
Egyes algoritmikus könyvekben (de a Diestel-féle gráfelméleti könyvben is, lásd 10. fejezet, 213. o.) A bonyolultságelmélet keretein belül az EULERIAN problémát, hogy egy gráf Eulerian-e, gyakran összehasonlítják a HAMILTONIAN problémával, egy hamiltoni pálya , vagyis minden csúcs mellett pontosan egyszer haladó pálya. Annak megállapítása, hogy egy gráf elfogadja-e az euleri kört, polinomiális időben történik (elegendő a grafikon csúcsainak paritását ellenőrizni). Így az Euler-probléma, hogy egy gráf Eulerian-e, a P osztályba tartozik . A HAMILTONIAN problémát eleve bonyolultabban lehet algoritmikusan megoldani: NP-teljes probléma , fontos alkalmazásokkal.