图的点可区别边染色猜想的算法简

针对图K2n\E（k1,m）的点可区别边色数猜想,设计了一种新型的点可区别边染色算法.根据点可区别边染色的约束条件构建目标函数,利用交换规则进行逐步寻优,直到目标函数的值满足要求时染色成功.同时给出了算法的执行步骤、分析和测试结果.实验结果表明,该算法验证了猜想是成立的.     

图K4,4∨Kt 的点可区别正常边染色

讨论了图K4,4∨Kt的点可区别正常边染色及其色数.利用正多边形的对称性构造染色以及组合分析的方法.确定了图K4,4∨Kt的点可区别正常边色数,得到了:当t是奇数且t≥3以及t是偶数且2≤t≤32时,χ′s(K4,4∨Kt)=t+8;当t是偶数且t≥34时,χ′s(K4,4∨Kt)=t+9.     

图K_4~c∨K_t的点可区别正常边染色及其推广

染色问题是具有重要实际意义和理论意义的研究课题,是图论的主要研究内容之一。图染色的基本问题就是确定图的各种染色方法及其色数。讨论了一类联图K4c∨Kt的点可区别正常边染色与色数,并对更一般的联图Kc∨K的点可区别正常边染色问题进行了研究。     

图Kc4∨Kt的点可区别正常边染色及其推广

染色问题是具有重要实际意义和理论意义的研究课题,是图论的主要研究内容之一.图染色的基本问题就是确定图的各种染色方法及其色数.讨论了一类联图Kc4∨ Kt的点可区别正常边染色与色数,并对更一般的联图Kcn ∨ Kt的点可区别正常边染色问题进行了研究.     

T-型六角系统的点可区别边染色

根据T-型六角系统链H结构的性质以及2度点的排列特点,用π(H)+1种颜色给出了p(≥4)阶H中2度点的点可区别边染色算法,紧接着分析其3度点的染色特点,通过调整个别边的颜色,最终证明H(p≥4)的点可区别色数不超过π(H)+1.另外,当p≤3时,用π(H)种颜色给出具体的点可区别边染色方法,从而证明H的点可区别边色数不超过π(H)+1.     

两类正则图的邻点全和可区别全染色

设f:■是图G的一个非正常k-全染色.令■,其中N(x)={y∈V(G)|xy∈E(G)}.对任意的边uv∈E(G),如果有φ(u)≠φ(v)成立,则称f是图G的一个邻点全和可区别(简记NFSD)k-全染色.图G的邻点全和可区别全染色中最小的k值称为G的邻点全和可区别全色数,记为fgndi_Σ(G).通过构造染色函数法,确定了广义Petersen图和循环图的邻点全和可区别全色数.     

完全二部图K4,n的点强可区别全染色

设G=(V,E)是简单图,f是从VUE到{1,2,…,k}的一个映射,其中k是正整数.对任意x∈V,令C(x)={f(x)}U{f(y)| y∈V,y和x相邻}U{f(e)| e∈E,e和x相关联},称之为x在f下的色集合.若:(i)对任意u v∈E,f(u)≠f(v),有f(u)≠f(uv),f(v)≠f(uv);(ii)对任意uv,uw∈E,7v≠w,有f(uv)≠f(uw);(iii)对任意u,v∈V,u≠v,有C(u)≠C(v),则称f是图G的一个使用了k种颜色的点强可区别全染色,简记为k-VSDTC.称xvst(G)=min{k|G存在肛VSDTC}为G的点强可区别全色数.得到了完全二部图K4.n(n＞4)的点强可区别全色数.     

图的点可区别边染色猜想的算法

针对图K_(2n)\E(k_1,m)的点可区别边色数猜想,设计了一种新型的点可区别边染色算法.根据点可区别边染色的约束条件构建目标函数,利用交换规则进行逐步寻优,直到目标函数的值满足要求时染色成功.同时给出了算法的执行步骤、分析和测试结果.实验结果表明,该算法验证了猜想是成立的.     

mK2,3的点可区别全染色

用mK2,3表示m个完全二部图K2,3的点不交的并,给出了mK2,3的点可区别全色数,证明了对任意的m≥4,[k-13]<3m≤[3k],有χvt(mK2,3)=k.     

两类3-正则Halin图的邻点可区别Ⅰ-全染色

应用构造具体染色的方法给出了两类3-正则Halin图的邻点可区别Ⅰ-全色数.     

一类完全图与简单图的多重联图的邻点可区别E 全染色

针对星、路、圈与完全图之间的关系,讨论了星、路、圈和完全图的多重联图的邻点可区别E-全染色,并给出了它们的邻点可区别E-全色数.     

笛卡尔乘积图K_2×C_n及C_3×C_n的符号边domatic数

图G的符号边控制函数集合{f1,f2,…,fd},若满足任意e∈E(G),图G的符i∑fi(e)≤1,则称为=1号边控制集。G的最大符号边控制集所含符号边控制函数的个数为G的符号边domatic数。研究确定了笛卡尔乘积图K2×Cn及C3×Cn的符号边domatic数。对任意正整数n≥3,图K2×Cn符号边domatic数d′s(K2×Cn)=3,图C3×Cn符号边domatic数d′s(C3×Cn)={5,n≡0(mod 5)3,其他。     

笛卡尔积图Pm×Kn及Cm×Kn的邻点可区别E-全染色研究

设图G（V,E）为简单图,k是一个正整数,f是V（G）U E（G）到[1,2,…,k]的一个映射,如果（V）uv∈E（G）,有f（u）≠f（v）,f（u）≠f（uv）,f（v）≠f（uv）,且当C（u）=[f（u）]U[f（uv） uv∈E（G）]时,C（u）≠C（v）,则称f是图G的邻点可区别E全染色,称此最小的数k为图G的邻点可区别E全色数.通过考虑图的结构关系,研究得到了路、圈与完全图笛卡尔积图Pm×Kn、Cm×Kn的邻点可区别E-全色数.     

D（β）-点可区别I-全染色的上界研究

设G是简单图，若图G的全染色厂满足：①Vuv，vw∈E（G），有f（uv）≠f（vw）；②V uv∈E（G），u≠v，有f（u）≠f（v）；③Vu,v∈V（G），0〈d（u，v）≤β时，有S（v）≠S（v），这里色集合S（u）={f（u））U{，f（uv）｜uv∈E（G），则称，是图G的一个k-D（β）一点可区别I-全染色。用概率方法得到了邻点可区别I-全色数的一个较小上界，并研究了若干Cartesian积图的D（β）一点可区别I-全色数的上界。     

若干路的冠图的邻点可区别V-全染色

根据路与完全图(星、扇、轮、路、圈)构造的冠图的结构性质,应用分析和构造函数法研究了邻点可区别V 全染色,得到了路与完全图(星、扇、轮、路、圈)构造的冠图的邻点可区别V 全色数.     

一类广义Petersen图的Smarandachely邻点边染色

研究了一类广义Petersen图G（n,k）的Smarandachely邻点边染色.证明了关于图的Smaran-dachely邻点边染色猜想于一类广义Petersen图成立,若n≡0（mod4）,k≠0（mod4）,则xs′a（G（n,k））=4,其中xs′a（G（n,k））表示G（n,k）的Smarandachely邻点边色数.     

路的Smarandachely点可区别全染色

利用对角线排序法给出了计算机算法,并证明了路图满足Smarandachely点可区别全染色猜想:设G是简单图,则χst(G)≤tμ(G)+1,其中tμ为组合全度.     

网络图在频率分配中的应用

如果图G有一个合理边着色,使得图G中任意两个相邻顶点间的关联边着色集合相互不同,则这种边着色称为图G的准强边着色.有一个准强边着色的图称为网络图(或准强边着色图).使图G有一个准强边着色的最小色数称为网络图(或准强边着色图)的准强边色数,它被记为χ′qs(G).讨论了网络图的分类问题和网络完全图的计数问题,提出并证明了下述网络图猜想(或准强边着色猜想):如果连通网络图有△(G)≥2,则网络图G的准强边色数有△(G)≤χ′qs(G)≤△(G)+3.     

图的最小度和无矛盾连通数

边染色图中如果一条路径至少有一种颜色仅出现一次,则称为无矛盾路径;如果任意2个不同顶点之间都存在1条无矛盾路径,则称为无矛盾连通图。图中无矛盾连通所需要的最小颜色数称为图的无矛盾连通数。结合具有割边的图和星图的结构特点,探讨了图中关于最小度的无矛盾染色,采用构造法和删除割边法,给出了满足一些最小度、阶和边数条件的图的无矛盾连通数上界。结果表明,满足阶小于ks+2s+3k+6(s≥k≥2)的连通图G,如果最小度δ(G)≥s+2,其无矛盾连通数cfc(G)≤k;2-连通图C_n(n≥3)的t-冠(t≥2)的无矛盾连通数■;对于阶为n最小度为δ的连通图G,如果边数大于■其无矛盾连通数cfc(G)≤k。     

Kv的完备匹配Mi的算法

给出了边矩阵的定义,提出了求解完备匹配Mi的2种算法其中算法A是利用边矩阵K′2n的Δ(G)-边着色求Mi,算法B是利用边矩阵K′2n的2×2子矩阵划分及完全图Kn的n-1个完备匹配M′i的求解,再求Mi.介绍了用算法A构造循环赛图K（i)20的过程和用算法B构造循环赛图K（i)20的过程.