汪海森,林 耿,卓彩娥 (闽江学院数学系,福建 福州 350108)
在20世纪60年代,著名数学家管梅谷先生[1]提出一个关于中国邮递员的问题:一个邮递员从邮局出发,到所管辖的街道投递邮件,最后返回邮局,若必须走遍所辖各街道中每一条至少一次,怎样选择投递路线使所走的路程最短?把该问题抽象成数学图论问题,可以描述为:在一个赋权图G=(V,E)中,能否找到一条回路C,使C包含G的每条边至少一次且C的长度最短?目前,学者们根据不同思想提出了许多求解中国邮递员问题的算法。这些方法大致可以分成基于图论方法[2-3]和基于智能搜索方法[4-5]2类。笔者提出了一种基于奇度顶点匹配的算法求解中国邮递员问题。首先收缩图中的偶点,形成一个由偶数个奇度顶点组成的新图;然后应用贪心方法找出图的一个配对,加入这些配对点间的边后,得到中国邮递员问题的一个近似最优的投递方案。
定义1[6]图G的环游是指经过图G每条边至少一次的闭途径,欧拉回路是指经过图G每条边恰好一次的环游。一个图若包含欧拉回路,则这个图称为欧拉图。
引理1[6]图G是欧拉图当且仅当G是连通图,且G中没有奇度顶点。
由引理1可知,如果G中没有奇度顶点,则G是欧拉图,那么欧拉回路就是最小的投递路线。当图G中只有2个奇度顶点时,找出这2个点间的最短路径并加入图G中,此时图为欧拉图,且图中的欧拉回路为最小投递路线。当图G中的奇度顶点多于2个时,则奇度顶点的个数为偶数个。对这些奇度顶点进行配对,可以找出一条投递路线。
定义2[7]设图G=(V,E),E′是E的子集,若E′中任何2条边均不相邻,则称E′为G中的匹配。若在E′中再添加任意一条边,所得集合都不是匹配了,则称E′为极大匹配。边数最多的匹配称为最大匹配。
定义3[7]设M为图G的一个匹配,若存在M中的边以v为端点,则称v是M-饱和点;否则称v是M-不饱和点。若G中的每个节点都是M-饱和的,则称M是完全匹配。
当图G中包含多于2个奇度顶点时,通过如下方法对它们进行配对:首先,去掉原图G中的偶度顶点,得到一个只包含原图中奇度顶点的新图G′。然后,初始化M=∅,从图G′中的任意一个顶点出发,找到一条权最小的边{i,j},将该边加入M,并将与顶点i,j关联的边从G′中删除。重复以上步骤,直到找到一个完全匹配。基于以上分析,笔者提出求解中国邮递员问题的匹配算法,具体算法描述如下:
Step 1 除去原图G中的偶度顶点,那么,所得到的新图G′只包含原奇度数结点与它们之间的路径;初始化M=∅。
Step 2 从G′中任意一个顶点i出发,寻找与它相邻的权为最小的边{i,j}。如果边{i,j}也是顶点j关联的边中权最小的边,转Step 3;否则,令i=j,转Step 2。
Step 3 令M=M∪{i,j}并将与顶点i,j关联的边从G′中删除。如果G′非空且连通,转Step 2;如果G′不连通,则增加一条最短路,使得G′连通,转Step 2;如果G′为空,转Step 4。
Step 4 将M加入图G后,所得图为欧拉图,欧拉回路为近似最小投递路线。
图1 例1示意图
图2 预处理后的图
例1 求如图1所示的中国邮路问题。
解 (1)去掉如图1中的偶度 数 结 点,即 V1,V3,V9,V11,V13得到新的图,如图2所示。
(2)从任意一点出发,假设从V2出发,由图2可知以它为顶点的权最小的边为{V2,V6},而以V6为顶点的边的权并没有比边{V2,V6}小,故边{V2,V6}就是一个配对。去掉以V2,V6为顶点的关联边,再从其他点出发,可知以V4为顶点的权为最小的边为{V4,V8},以V5为顶点的权为最小的边为{V5,V12},以V7为顶点的权为最小的边为{V7,V10}。即可得到如图3所示的配对方法。
(3)根据配对原则,在原图即图1中添加重复边,如图4所示,经检验,此配对方案最优,所重复的边的权之和为7。
图3 配对情况
图4 配对后的图
提出了一种求解中国邮递员问题的匹配算法。算法利用贪心方法快速找到原图中奇度顶点的配对,将配对后的边加入原图得到一个欧拉图,它的欧拉回路就是近似最小的投递路线。该算法的复杂度较低,速度快,易于实现,且可以得到质量较高的近似最优解。
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