Теория графов — Википедия

Тео́рия гра́фов — раздел дискретной математики, изучающий графы, одна из ветвей топологии. В самом общем смысле граф — это множество точек (вершин, узлов), которые соединяются множеством линий (рёбер, дуг)^[1]. Теория графов (то есть систем линий, соединяющих заданные точки) включена в учебные программы для начинающих математиков, поскольку^[2][3][4][5]:

• как и геометрия, обладает наглядностью;
• как и теория чисел, проста в объяснении и имеет сложные нерешённые задачи;
• не имеет громоздкого математического аппарата («комбинаторные методы нахождения нужного упорядочения объектов существенно отличаются от классических методов анализа поведения систем с помощью уравнений»^[6]);
• имеет выраженный прикладной характер.

На протяжении более сотни лет развитие теории графов определялось в основном проблемой четырёх красок. Решение этой задачи в 1976 году оказалось поворотным моментом истории теории графов, после которого произошло её развитие как основы современной прикладной математики. Универсальность графов незаменима при проектировании и анализе коммуникационных сетей^[7].

Теория графов, как математическое орудие, приложима как к наукам о поведении (теории информации, кибернетике, теории игр, теории систем, транспортным сетям), так и к чисто абстрактным дисциплинам (теории множеств, теории матриц, теории групп и так далее)^[8][9].

Несмотря на разнообразные, усложнённые, малопонятные и специализированные термины многие модельные (схемные, структурные) и конфигурационные проблемы переформулируются на языке теории графов, что позволяет значительно проще выявить их концептуальные трудности^[10]. В разных областях знаний понятие «граф» может встречаться под следующими названиями:

• структура (гражданское строительство);
• сеть (электротехника);
• социограмма (социология и экономика);
• молекулярная структура (химия);
• навигационная карта (картография);
• распределительная сеть (энергетика)

и так далее^[11].

Теория графов как раздел прикладной математики «открывалась» несколько раз. Ключ к пониманию теории графов и её комбинаторной сущности отражены в словах Джеймса Сильвестра: «Теория отростков (англ. ramification) — одна из теорий чистого обобщения, для неё не существенны ни размеры, ни положение объекта; в ней используются геометрические линии, но они относятся к делу не больше, чем такие же линии в генеалогических таблицах помогают объяснять законы воспроизведения»^[12].

Диаграмма одной из разновидностей графа — дерева — использовалась издавна (конечно, без понимания, что это «граф»). Генеалогическое древо применялось для наглядного представления родственных связей. Но только античный комментатор работ Аристотеля финикийский философ и математик Порфирий использовал изображение дерева в науке как иллюстрацию дихотомического деления в своей работе «Введение» (греч. Εἰσαγωγή, лат. Isagoge) для классификации философского понятия материи^[13].

Швейцарский, прусский и российский математик Леонард Эйлер в статье (на латинском языке, изданной Петербургской академией наук) о решении знаменитой задачи о кёнигсбергских мостах, датированной 1736 годом, первым применил идеи теории графов при доказательстве некоторых утверждений. При этом Эйлер не использовал ни сам термин «граф», ни какие-либо термины теории графов, ни изображения графов^[14]. Леонард Эйлер считается отцом теории графов (как и топологии), открывшим понятие графа^[15], а 1736 год назначен годом рождения теории графов^[16].

В 1847 году немецкий физик Густав Кирхгоф фактически разработал теорию деревьев при решении системы уравнений для нахождения величины силы тока в каждом контуре электрической цепи. Кирхгоф фактически изучал вместо электрической цепи соответствующий ей граф и показал, что для решения системы уравнений нет необходимости анализировать каждый цикл графа, достаточно рассмотреть только независимые циклы, определяемые любым остовным деревом графа^[15].

• Пример электрической цепи, соответствующего ей графа и остовного дерева
• 
  Электрическая цепь 'N
• 
  Граф G, соответствующий электрической цепи
• 
  Остовое дерево T графа G

В 1857 году английский математик Артур Кэли, занимаясь практическими задачами органической химии, открыл важный класс графов — деревья. Кэли пытался перечислить химические изомеры предельных (насыщенных) углеводородов C_nH_2n+2 с фиксированным числом n атомов углерода^[15].

• Первые четыре линейных алкана (насыщенных углеводорода)
• 
  Метан CH₄
• 
  Этан C₂H₆
• 
  Пропан C₃H₈
• 
  Бутан C₄H₁₀

В 1859 году ирландский математик сэр Уильям Гамильтон придумал игру «Вокруг света». В этой игре использовался додекаэдр, каждая из 20 вершин которого соответствовала известному городу. От играющего требовалось обойти «вокруг света», то есть пройти по рёбрам додекаэдра так, чтобы пройти через каждую вершину ровно один раз^[15].

• Игра Гамильтона «Вокруг света»
• 
  Обход вершин додекаэдра на многограннике
• 
  Обход вершин на проекции додекаэдра на плоскость

В 1869 году, независимо от Артура Кэли, французский математик Камиль Жордан (в частности, в статье « Sur les assemblages de lignes ») придумал и исследовал деревья в рамках чистой математики. При этом Жордан использовал термины теории графов «вершина» (фр. sommet) и «ребро» (фр. arête), но вместо термина «граф» было «соединение рёбер» (фр. assemblage d’arêtes) или просто «соединение» (фр. assemblage). Рисунки Жордан не использовал^[17]. При этом Жордан не подозревал о значении своего открытия для органической химии^[15].

Soient x, y, z, u, … des points en nombre quelconque ; xy, xz, yu, … des arêtes droites ou courbes, mais non bifurquées, dont chacune joint ensemble deux de ces points. Nous appellerons un semblable système un assemblage d’arêtes, dont x, y, z, u, … sont les sommets.

— M. Camille Jordan. Sur les assemblages de lignes)^[17]

Первое появление слова «граф» в смысле теории графов состоялось в 1878 году в краткой заметке (на английском языке) английского математика Джеймса Сильвестра в журнале Nature и имеет графическое происхождение как обобщение понятий «диаграмма Кекуле» и «химикограф»^[18][19].

Every invariant and covariant thus becomes expressible by a graph precisely identical with a Kekuléan diagram or chemicograph.

— Silvester J. J. Chemistry and algebra (italics as in the original)^[20]

В переводе:

Таким образом, каждый инвариант и ковариант выражается некоторым графом, точно идентичным диаграмме Кекуле или химикографу.

— Сильвестр Дж. Дж. Химия и алгебра, 1878 (курсив оригинала)

Мы привычно рисуем точки, изображающие людей, населённые пункты, химические молекулы и т. д., и соединяем эти точки линиями, означающими отношения. Это социограммы (в психологии), симплексы (в топологии), электрические цепи (в физике), диаграммы организации (в экономике), сети коммуникаций, генеалогические деревья и т. д. В начале XX века венгерский математик Денеш Кёниг первый предложил называть эти схемы «графами» и изучать их общие свойства^[8]. В 1936 году вышла первая в мире книга по теории графов (на немецком языке) Денеша Кёнига «Теория конечных и бесконечных графов» с большей частью результатов за прошедшие 200 лет, начиная с 1736 года — даты выхода первой статьи Леонарда Эйлера по теории графов с решением задачи о кёнигсбергских мостах^[16]. В частности, в книге Кёнига имеется общий параграф для задачи о кёнигсбергских мостах и задаче о домино (построение замкнутой цепи из всех костей домино по правилам игры)^[21][22].

Теория графов (другими словами, системы линий, соединяющих заданные точки) очень удобна для начинающих^[3]:

• имеет геометрическую наглядность;
• имеет математическую содержательность;
• не имеет громоздкого математического аппарата.

«Как и теория чисел, теория графов концептуально проста, но порождает сложные нерешенные проблемы. Как и геометрия, она визуально приятна. Эти два аспекта, наряду с их разнообразными приложениями, делают теорию графов идеальным предметом для включения в учебные программы по математике»^[5].

Возникновение этого раздела математики в XVIII веке связано с математическими головоломками. Достаточно продолжительное время теория графов была «несерьёзна» и целиком связана с играми и развлечениями. Такая судьба теории графов повторяет судьбу теории вероятностей, также сначала находившей себе применение только в азартных играх^[3].

Краткая хронология событий развития теории графов^[23]

Год	Событие
1735	Представление Эйлером статьи по теории графов в Петербургской академии наук
1736	Год, считающийся годом рождения теории графов
1741	Публикация (датированная 1736 годом) статьи Эйлера по теории графов в Петербургской академии наук
1852	Френсис Гатри сообщает о проблеме четырёх красок Августу де Моргану
1879	Историческая публикация 1879 года с объяснением проблемы четырёх красок Артура Кэли
1879	Ошибочное «доказательство» проблемы четырёх красок Альфредом Кемпе
1890	Перси Джон Хивуд обнаружил ошибку в «доказательстве» Кемпе, доказал, что теорема верна, если «четыре» заменить на «пять», обобщил понятие «карты страны» с плоскости на замкнутые поверхности и сформулировал гипотезу Хивуда
1927	Лев Семёнович Понтрягин доказал (но не опубликовал) теорему Понтрягина — Куратовского
1930	Казимеж Куратовский опубликовал (независимо о Понтрягина) теорему Понтрягина — Куратовского
1936	Вышла первая в мире книга по теории графов Денеша Кёнига «Теория конечных и бесконечных графов»
1968	Группа математиков из разных стран доказала гипотезу Хивуда
1976	Группа математиков осуществили первое компьютерное доказательство теоремы о четырёх красках
1977	Фрэнк Харари основал журнал «Теория графов»

Отцом теории графов (как и топологии) считается швейцарский математик и механик Леонард Эйлер (1707—1783)^[12], написавший статью с решением задачи о кёнигсбергских мостах. Эйлер писал^[24]:

В дополнение к той ветви геометрии, которая занимается величинами и которой всегда уделялось самое большое внимание, существует другая ветвь, прежде почти неизвестная, о которой впервые упоминал Лейбниц, назвав ее геометрией положения [geometria situs]. Эта ветвь занимается только определением положения и его свойствами, она не включает ни измерений, ни вычислений, с ними связанных...

— Леонард Эйлер. Решение одной задачи, связанной с геометрией положения

Далее Эйлер пишет, что не ясно, какие задачи и методы их решения относятся к геометрии положения. Тем не менее, Эйлер считал кёнигсбергские мосты именно такой задачей, о чём говорит и заголовок статьи. В действительности, Готфрид Лейбниц не позже 1679 года написал в письме к Христиану Гюйгенсу^[24]:

Меня не удовлетворяет алгебра в том отношении, что не позволяет получить ни кратчайшие доказательства, ни самые красивые конструкции геометрии. Следовательно, в силу этого я считаю, что нам нужен другой способ анализа, геометрический или линейный, который прямо бы работал с положением точно так же, как алгебра работает с величиной...

Лейбниц, введя термин analysis situs (анализ положения), не заложил основы новой математической дисциплины, но указал направление будущих исследований^[24].

Публикация статьи Леонарда Эйлера «Решение одной задачи, связанной с геометрией положения» о решении задачи о кёнигсбергских мостах имеет следующую историю:

• 26 августа (6 сентября) 1735 года^[25] Эйлер представил статью на Конференции Петербургской академии наук^[16];
• в 1736 году Эйлер отправил два письма:

• 13 (24) марта 1736 года — письмо Иоганну Якобу Маринони^[нем.], австрийскому астроному и математику, которое целиком посвящено задаче о кёнигсбергских мостах^[26];
• 3 (14) апреля 1736 года — письмо Карлу Леонарду Готлибу Элеру^[нем.], немецкому политическому деятелю и астроному, в конце которого идёт речь об основных идеях статьи^[26];

• в 1741 году в Санкт-Петербурге, наконец, вышла статья Эйлера на латинском языке с датой 1736 года^[26]:

Leonhardi Euleri. Solutio problematis ad geometriam situs pertinentis / Commentarii academiae scientiarum Petropolitanae. 8 (1736). 1741. P. 128—140.

В переводе^[27]:

Леонард Эйлер. Решение одной задачи, связанной с геометрией положения / Труды Петербургской академии наук. 8 (1736). 1741. С. 128—140.

Поскольку выход статьи Эйлера из печати датируется 1736 годом (и обоих писем тоже), этот год назначен датой рождения теории графов^[16].

Эйлер в своей статье так сформулировал задачу о семи кёнигсбергских мостах^[27]:

В городе Кенигсберге, в Пруссии, есть остров, называемый Кнайпхоф; река, окружающая его, делится на два рукава, что можно увидеть на рисунке. Рукава этой реки пересекают семь мостов а, Ь, с, d, e, f и g. В связи с этими мостами был поставлен вопрос, можно ли совершить по ним прогулку так, чтобы пройти по каждому из этих мостов, причём ровно по одному разу.

— Леонард Эйлер. Решение одной задачи, связанной с геометрией положения

В конце статьи Эйлер записал выводы вполне современным языком^[28]:

20. Значит в каждом возможном случае следующее правило позволяет непосредственно и без труда выяснить, можно ли осуществить прогулку по всем мостам без повторений:

Если имеется более двух областей, в которые ведёт нечётное число мостов, можно заявить с уверенностью, что такая прогулка невозможна.

Если, однако, имеются только две области, в которые ведёт нечётное число мостов, то прогулка осуществима при условии, что она начинается в одной из этих двух областей.

Если, наконец, нет ни одной области, в которую ведёт нечётное число мостов, прогулка с требуемыми условиями осуществима, причём начинаться она может в любой области.

Следовательно, с помощью этого правила поставленная задача может быть полностью решена.

— Леонард Эйлер. Решение одной задачи, связанной с геометрией положения

Теорема о четырёх красках — наиболее известное утверждение в теории графов (а может, и во всей математике), долгое время не поддающееся доказательству (а может, так и не доказанное). Эту легендарную задачу в течение пяти минут может объяснить любой математик любому прохожему, после чего оба, понимая проблему, решить её не смогут. Следующая цитата из ставшей исторической статьи 1965 года американского математика Кеннет О. Мэй^{[англ.][29]}:

[Предполагается, что] любую карту на плоскости или поверхности шара можно раскрасить только четырьмя красками таким образом, чтобы никакие две смежные страны не были одного и того же цвета. Каждая страна должна состоять из одной связной области, а смежными называются страны, которые имеют общую границу в виде линии (а не просто одной общей точки). Эта гипотеза тесно связана с наиболее модными направлениями теории графов, а в разделе математики, называемом комбинаторной топологией, она действовала подобно катализатору. На протяжении более чем половины столетия многие математики (кое-кто говорит, что все) предпринимали попытки решить эту проблему, но смогли доказать справедливость гипотезы только для отдельных случаев... Единодушно признается, что гипотеза справедлива, но маловероятно, что она будет доказана в общем случае. Кажется, что ей на некоторое время предназначено сохранить отличительную черту быть одновременно и наиболее простой, и наиболее заманчивой нерешённой проблемой математики.

— May K. O. The origin of the four-color conjecture / Isis. 56 (1965). P. 346—348

Теорема о четырёх красках относится к теории графов, так как каждая карта порождает граф следующим образом:

• страны (включая внешнюю область) — это вершины;
• вершины смежных стран соединяются ребром.

Этот граф рисуется на плоскости без пересечения рёбер. Теорема о четырёх красках доказана, если доказано, что вершины любого подобного графа можно раскрасить четырьмя красками так, чтобы смежные вершины имели разные цвета^[30].

Теорема о четырёх красках имеет легендарную историю, интересную и иногда непонятную^[29][31]:

• имеются неподтверждённые сообщения, что Августу Мёбиусу эта проблема была известна в 1840 году;
• точно известно, что Френсис Гатри^[англ.], южноафриканский математик и ботаник, 23 октября 1852 года сообщил шотландскому математику и логику Августу де Моргану о данной проблеме, после чего велись обсуждения в узких кругах математиков и дилетантов;
• историческая публикация 1879 года с объяснением проблемы

Cayley Arthur. On the Colouring of Maps // Proceedings of the Royal Geographical Society. 1879. Vol. 1, No. 4. P. 259–261

принадлежит Артуру Кэли, английскому математику. Теперь проблема приобретает большую известность;

• в том же 1879 году вышла публикация ошибочного «доказательства» проблемы

Kempe A. B. On the Geographical Problem of the Four Colours // American Journal of Mathematics. 1879. Vol. 2, No. 3. P. 193–200

английского церковного юриста и любителя математики Альфреда Кемпе^[англ.]. Это было не только первое из многих ошибочных «доказательств», но и самое «правильное»: на основе идей этой статьи удалось сначала доказать, что пяти красок хватит, а затем провести полное компьютерное доказательство теоремы о четырёх красках;

• ошибку в «доказательстве» Кемпе через 11 лет в 1890 году обнаружил английский математик Перси Джон Хивуд, и в опубликованной по этому поводу статье

Heawood P. J. Map colour theorems //Quarterly Journal of Pure and Applied Mathematics. 24 (1890). P. 332—338

также доказал, что теорема верна, если «четыре» заменить на «пять», и, кроме того, обобщил понятие «карты страны» с плоскости на замкнутые поверхности и сформулировал гипотезу Хивуда;

• в 1968 году группа математиков из разных стран доказала гипотезу Хивуда;
• в 1976 году американские математики осуществили первое компьютерное доказательство теоремы о четырёх красках.

Теория графов содержит топологические аспекты. Первым результатом в этом направлении является формула Эйлера в теории графов, полученная им в 1736 году. Следующий результат в виде теоремы Понтрягина — Куратовского был получен только через 191 год: в 1927 году советский математик Лев Семёнович Понтрягин доказал (но не опубликовал) этот результат, а в 1930 году польский математик Казимеж Куратовский опубликовал его (независимо от Понтрягина). Теорему Понтрягина — Куратовского также называют критерием Понтрягина — Куратовского^[32]:

Планарный граф — это граф, который можно нарисовать на плоскости без пересечения рёбер. Граф, который нельзя так нарисовать, называется непланарным. Ниже показаны два важных непланарных графа, обозначаемых ${\displaystyle K_{5}}$ и ${\displaystyle K_{3,3}}$, их нельзя нарисовать на плоскости без пересечения рёбер. Эти два графа выделяются среди других тем, что только они используются в критерии Понтрягина — Куратовского^[33].

• Легендарные непланарные графы
• 
  Полный граф с пятью вершинами ${\displaystyle K_{5}}$
• 
  Полный двудольный граф (3, 3) ${\displaystyle K_{3,3}}$

До появления критерия Понтрягина — Куратовского доказательство планарности или непланарности графов было очень сложной проблемой теории графов^[33].

Теорема Понтрягина — Куратовского. Граф планарен тогда и только тогда, когда он ни в каком виде не содержит графов ${\displaystyle K_{5}}$ и ${\displaystyle K_{3,3}}$.

Справа приведены два простых доказательства без слов того, что остов четырёхмерного гиперкуба (тессеракта) как граф непланарен. На верхнем рисунке показано, что в тессеракте содержится полный граф с пятью вершинами ${\displaystyle K_{5}}$, на нижнем — полный двудольный граф (3, 3) ${\displaystyle K_{3,3}}$.

Ранняя теория графов — теория графов до 1936 года, до выхода книги Кёнига^[24].

В 1936 году вышла первая в мире книга по теории графов венгерского математика Денеша Кёнига «Теория конечных и бесконечных графов» на немецком языке:

Kőnig, Dénes. Theorie der endlichen und unendlichen Graphen. Leipzig: Akademische Verlagsgesellschaf, 1936.

Эта книга состояла из 248 страниц (без учёта предисловия, оглавления и библиографии) и большей части результатов теории графов за 200 лет — с даты выхода статьи Леонарда Эйлера с решением задачи о кёнигсбергских мостах^[16].

Современная теория графов — теории графов, начиная с 1936 года, с момента выхода книги Кёнига. С времени выхода книги Кёнига, но в основном с конца Второй мировой войны, теория графов начала ускоренно развиваться. Этот рост заключался не только в увеличении числа книг по теории графов, но и в том, что развились специальные аспекты теории графов^[16]:

• топологическая теория графов;
• алгебраическая теория графов;
• алгоритмическая теория графов.

Один из отцов современной теории графов — Фрэнк Харари, который в 1977 году основал журнал «Теория графов»^{[англ.][34][16]}.

Книга Фрэнка Харари «Теория графов» стала классической де-факто^[35][36].

Книга Рейнгарда Дистеля «Теория графов» (выдержала 5 редакций) не имеет конкурентов в русскоязычной библиографии. Этот канон вводного курса в теорию графов инициировал отождествление некоторых областей обучения и исследования^[2][37].

Ранняя теория графов продолжалась ровно 200 лет, от первой статьи по теории графов Леонарда Эйлера 1736 года до первой книги по теории графов Денеша Кёнига 1936 года. В предисловии к книге написано, что изложение теории графов ограничивается областью абсолютных графов (абстрактных графов в современной терминологии), а относительная теория графов (топологическая теория графов в современной терминологии) и перечислительная теория графов не рассматриваются. Ниже приведено полное название книги Денеша Кёнига и её краткое оглавление, состоящее из названий глав^[16][38][39].

• Теория конечных и бесконечных графов. Комбинаторная топология одномерных комплексов (нем. Theorie der endlichen und unendlichen Graphen. Kombinatorische Topologie der Streckenkomplexe, англ. Theory of finite and infinite graphs).

Глава I. Основы (нем. die Grundlahen, англ. foundations).

Глава II. Эйлеровы и гамильтоновы обходы (нем. Eulersche und Hamiltonsche Linien, англ. Euler trails and Hamiltonian cycles).

Глава III. Задача о лабиринте (нем. das Labyrinthenproblem, англ. the Labyrinth Problem).

Глава IV. Ациклические графы (нем. kreislose Graphen, англ. acyclic graphs).

Глава V. Центры деревьев (нем. Zentren der Bäume, англ. centers of trees).

Глава VI. Специальные методы исследования бесконечных графов (нем. Spezielle Untersuchungen über unendliche Graphen, англ. infinite graphs).

Глава VII. Основные задачи ориентированных графов (нем. Basisprobleme für gerichtete Graphen, англ. basis problems for directed graphs).

Глава VIII. Некоторые приложения ориентированных графов (логика — теория игр — теория групп) (нем. Verschiedene Anwendungen der gerichteten Graphen (Logik — Theorie der Spiele — Gruppentheorie), англ. various applications of directed graphs (logic – theory of games – group theory)).

Глава IX. Циклы, звёзды и соответствующие линейные формы (нем. Zyklen und Büschel und die entsprechenden linearen Formen, англ. (directed) cycles and stars and the corresponding linear forms).

Глава X. Композиция циклов и звёзд (нем. Komposition der Kreise und der Büschel, англ. composition of cycles and stars).

Глава XI. Факторизация регулярных конечных графов (нем. Faktorenzerlegung regulärer endlicher Graphen, англ. factorization of regular finite graphs).

Глава XII. Факторизация регулярных конечных графов третьей степени (нем. Faktorenzerlegung regulärer endlicher Graphen dritten Grades, англ. factorization of regular finite graphs of degree 3).

Глава XIII. Факторизация регулярных бесконечных графов (нем. Faktorenzerlegung regulärer unendlicher Graphen, англ. factorization of regular infinite graphs).

Глава XIV. Разделяющие вершины и множества вершин (нем. trennende Knotenpunkte und Knotenpunktmengen, англ. separating vertices and sets vertices).

Обычно упоминаемый факт пестроты и неупорядоченности терминологии и обозначений в теории графов — частично следствие того, что этой наукой интересуются специалисты из весьма разнообразных областей знания^[40]. Кроме того, в терминологии самой теории графов имеется некоторый люфт, немного затрудняющий изучение и представление теории графов. С особой осторожностью приходится применять такие понятия, как «маршрут», «путь» и «цепь», которые, означая почти одно и то же, могут принимать разные конкретные значения у разных авторов^[36].

Вот что писал в начале своей классической книги Фрэнк Харари (переизданной в 2003 году)^[41][42].

Большинство специалистов по теории графов употребляют в книгах, статьях и лекциях свою собственную терминологию. На конференциях по теории графов каждый выступающий, чтобы избежать неправильного понимания, считает необходимым определить прежде всего язык, которым он будет пользоваться. Даже само слово «граф» не является священным. Некоторые авторы действительно определяют «граф» как граф, другие же имеют в виду такие понятия, как мультиграф, псевдограф, ориентированный граф или сеть. Нам кажется, что единообразие в терминологии теории графов никогда

не будет достигнуто, но, может быть, оно и ни к чему.

— Харари Фрэнк. Теория графов, 2003

Наиболее радикален взгляд с позиций конструктивной математики^[43][44].

…нам кажется не слишком важным, как назвать точки, соединённые линиями: «графом», «орграфом», «мультиграфом», «псевдографом». Графы, построенные на основе реальных структур, слишком разнообразны, чтобы их классифицировать по тем признакам, о которых говорили родоначальники этой науки. Нас гложет сомнение: нужно ли вообще различать такие понятия, как «ребро» — «дуга», «контур» — «цикл», «путь» — «маршрут», «центр» — «центроид» и т. д. Ведь на практике (а графы в основном имеют прикладное значение) все эти ряды терминов забываются и заменяются каки-либо одним словом: «граф», «ребро», «цикл», «путь», «центр». Информатику трудно понять, почему граф с петлёй уже не является полноценным графом, а только «псевдографом». …Разве информатик или кто-либо другой из специалистов не в состоянии сам решить, каким словом ему пользоваться — «путь» или «маршрут», — и через какие буквы его маршрут-путь лучше обозначить? Граф — это наглядный образ, достоинство которого как раз и состоит в том, что он требует минимума слов и символов.

— Акимов О. Е. Дискретная математика: логика, группы, графы, 2003

Программисты тоже вносят свою лепту в разброс терминологии^[45].

В программистском мире нет единого мнения о том, какой из двух терминов «граф» или «сеть» более употребителен. Мы выбрали термин «сеть», так как он, по-видимому, чаще встречается в прикладных областях.

— Гудман С., Хидетниеми С. Введение в разработку и анализ алгоритмов, 1981

Но в изданиях последних лет речь идёт уже о «в основном стандартной» терминологии^[46][47].

Используемая в этой книге терминология в основном стандартна. Альтернативы, конечно, существуют и некоторые из них даются при первом определении понятия.

— Дистель Р. Теория графов, 2002. Reinhard Diestel. Graph Theory, 2016

Например, в фундаментальном труде в области кибернетики «Алгоритмы: построение и анализ» используется стандартная терминология^[48].

При описании времени работы алгоритма над данным графом ${\displaystyle G=(V,E)}$ мы обычно определяем размер входного графа в терминах количества его вершин ${\displaystyle |V|}$ и количества рёбер ${\displaystyle |E|}$ графа, т. е. размер входных данных описываем двумя, а не одним параметром.

— Кормен Т. Х. и др. Алгоритмы: построение и анализ, 2009

Абстрактные графы можно изображать на плоскости по-разному. Вопрос о том, изоморфны ли данные изображения графов, то есть изоморфны ли данные изображения графов одному абстрактному графу, может быть нетривиальным. Иногда этот вопрос решается просто. Например, следующие два графа неизоморфны, поскольку они имеют разное число вершин^[49].

• Неизоморфные графы: разное число вершин
• 
  Три вершины
• 
  Четыре вершины

Следующие два графа также неизоморфны, поскольку они имеют разное число рёбер^[49].

• Неизоморфные графы: разное число рёбер
• 
  Пять рёбер
• 
  Шесть рёбер

Но чтобы показать, что неизоморфны два следующих графа, требуется более тонкое рассуждение. Первый граф имеет замкнутый обход всех вершин по одному разу (гамильтонов цикл):

1-2-3-4-8-7-6-5-1,

а второй граф не имеет. То есть при любой нумерации вершин второго графа нельзя получить на нём гамильтонов цикл, соответствующий гамильтонову циклу первого графа^[49].

• Неизоморфные графы: разные обходы вершин
• 
  Есть гамильтонов цикл
• 
  Нет гамильтонова цикла

Если сразу не ясно, как доказать неизоморфность графов, то вопрос о наличии изоморфизма может оказаться труден. Два следующих изоморфных графа на первый взгляд неизоморфны^[49].

• Изоморфные графы, кажущиеся неизоморфными
• 
  Циркулянтный граф ${\displaystyle C_{7}(1,2)}$
• 
  Циркулянтный граф ${\displaystyle C_{7}(1,3)}$

На какие источники лучше ориентироваться, представляя теорию графов? Вот отзывы о некоторых книгах.

• Харари Фрэнк. Теория графов, 2003.

Книга Фрэнка Харари стала классической де-факто^[35][36].

Прошло 30 лет после выпуска монографии Ф. Харари «Теория графов», но её привлекательные качества нисколько не потускнели. Унификация терминологии, проведённой автором и широко распространенной благодаря этой книге, стала общепринятой. Преподавание теории графов с использованием книги Ф. Харари ведется во многих вузах нашей страны.

— Предисловие В. П. Козырева (2002) к книге: Харари Фрэнк. Теория графов, 2003

В книге Герберта Фляйшнера «Эйлеровы графы и смежные вопросы» приведён список книг, рекомендуемых в качестве введения в теорию графов. Это книги на английском языке, из которых только первая переведена на русский: это книга Фрэнка Харари «Теория графов»^[50].

• Дистель Р. Теория графов, 2002.

Книга Рейнгарда Дистеля «Теория графов» (выдержала 5 редакций) не имеет конкурентов в русскоязычной библиографии. Этот канон вводного курса в теорию графов инициировал отождествление некоторых областей обучения и исследования^[2][37].

…сейчас хватает переводов на русский язык учебников по теории графов, в первую очередь замечательной книги Дистеля. И, увы, только книги Дистеля.

…Именно работа над переводом 5-го издания книги Дистеля стимулировала продолжение работы над моей книгой в 2017 году после долгого перерыва. Я заметил, насколько велика «симметрическая разность» его книги и моей.

— Карпов Д. В. Теория графов. 2017 или позже

Классификацию теории графов приходится собирать по разным источникам.

• Теория графов^[16]:

• абстрактные графы («обычные» графы);
• топологическая теория графов;
• перечисление графов;
• алгебраическая теория графов;
• алгоритмическая теория графов.

• Теория графов^[51]:

• элементарно-комбинаторная теория графов;
• логическая теория графов;
• алгебраическая теория графов;
• матроиды;
• рекуррентные свойства графов;
• случайные графы;
• бесконечные графы.

• Аналитическая теория графов^[52]:

• теория графов Рамсея;
• экстремальная теория графов;
• теория случайных графов.

Теория графов, как и любая современная математическая модель, использует стенографические символы, экономящие мышление и делающие математическую модель гибкой и эффективной^[53].

Здесь деликатно и сжато приведены первые термины основной части теории графов. Большинство стандартных терминов настолько наглядны, что легко усваиваются. Необходимо достаточно строго определить ряд понятий, чтобы в дальнейшем иметь возможность их широко использовать^[41][54][55].

Краткая, но представительная сводка основных определений теории графов, примыкающих к понятию собственно графа. Эти понятия вводятся одно за другим достаточно систематически, хотя и несколько утомительно^[56][57][58].

• Граф — это два конечных непересекающихся множества, причём второе состоит из 2-элементных подмножеств первого. Обозначение: ${\displaystyle G=(V,E)}$^[59], где ${\displaystyle E\subseteq V\times V}$ и ${\displaystyle V\cap E=\varnothing }$.

Вершина графа (узел, точка) — это элемент множества ${\displaystyle V}$ графа. Обозначение: ${\displaystyle v\in V(G)}$.

Ребро графа (линия, дуга) — это элемент множества ${\displaystyle E}$ графа. Обозначение: ${\displaystyle e\in E(G)}$.

Ребро в старых изданиях могли также назвать ветвью, звеном^[60] или кривой^[61].

Обычно граф представляют диаграммой, которую часто и называют графом.

Порядок графа — это число вершин графа ${\displaystyle G}$. Обозначение: ${\displaystyle |G|}$. Число рёбер графа обозначается ${\displaystyle \|G\|}$.

Пустой граф — это граф без вершин. Обозначение: ${\displaystyle G(\varnothing ,\varnothing )\equiv \varnothing }$.

Тривиальный граф — это граф порядка 0 или 1.

• Примеры графов
• 
  Слева направо: граф порядка 1, граф порядка 2 с 1 ребром, граф порядка 4 с 4 рёбрами, граф порядка 8 с 12 рёбрами

• Концевые вершины, или концы, ребра — это две вершины, которые определяют ребро. Ребро соединяет свои концевые вершины. Ребро и его концевая вершина инцидентны, или одно находится при другом. Множество всех рёбер при вершине ${\displaystyle v\in V(G)}$ обозначается ${\displaystyle E(v)}$.

Смежные, или соседние, вершины — это две вершины, инцидентные одному ребру.

Смежные рёбра — это рёбра, которые имеют общий конец.

Полный граф — это граф, все вершины которого попарно смежны, то есть любые две вершины соединены ребром. Обозначение полного графа с ${\displaystyle n}$ вершинами: ${\displaystyle K_{n}}$^[62] (иногда ${\displaystyle K^{n}}$). Граф ${\displaystyle K_{3}}$ называется треугольником.

• Примеры полных графов
• 
  Первые пять полных графов

Двудольный граф, или биграф, — это граф, который допускает разбиение множества вершин на два подмножества такое, что:

• концы любого ребра принадлежат разным подмножествам разбиения;
• вершины в каждом подмножестве разбиения попарно несмежны.

Полный двудольный граф— это двудольный граф, в котором каждые две вершины из разных подмножеств разбиения смежны.

Обозначение полного двудольного графа с числом вершин в подмножествах разбиения ${\displaystyle n}$ и ${\displaystyle m}$: ${\displaystyle K_{n,m}}$^[62].

• Различные диаграммы полного двудольного графа (3, 3)
• 
  Граф ${\displaystyle K_{3,3}}$
• 
  Граф ${\displaystyle K_{3,3}}$
• 
  Граф ${\displaystyle K_{3,3}}$
• 
  Граф ${\displaystyle K_{3,3}}$

• Степень, или валентность, вершины графа — это число рёбер, инцидентных вершине. Обозначение степени вершины ${\displaystyle v}$: ${\displaystyle \deg v\equiv d(v)}$^[63].

Изолированная вершина графа — это вершина с нулевой степенью.

Концевая, или висячая, вершина графа — это вершина с первой степенью.

Мост — это вершина со второй степенью.

Минимальная степень вершин графа ${\displaystyle G}$ обозначается через ${\displaystyle \min \deg G\equiv \delta (G)}$, максимальная степень — ${\displaystyle \max \deg G\equiv \Delta (G)}$.

Регулярный, или однородный граф — это граф, все вершины которого имеют одну и ту же степень. Другими словами, для такого графа ${\displaystyle G}$ его степени ${\displaystyle \delta (G)=\Delta (G)}$.

r-регулярный, или r-однородный, граф — это граф ${\displaystyle G}$ с ${\displaystyle \delta (G)=\Delta (G)=r}$. Такие графы называются также просто регулярными, или однородными. 3-регулярный граф называется кубическим.

Каждое ребро графа инцидентно двум вершинам, и в сумму степеней вершин графа каждое ребро вносит двойку. Получаем исторически первую теорему теории графов, доказанную Леонардом Эйлером в статье, датированной 1736 годом (первый результат теории графов в той же статье — решение задачи о кёнигсбергских мостах).

Теорема. Сумма степеней вершин графа равна удвоенному числу его рёбер.

Следствие 1. В любом графе число вершин с нечётными степенями чётно.

Следствие 2. Любой кубический граф имеет чётное число вершин.

• Пример регулярных графов
• 
  Кубический граф с 4 вершинами
• 
  4-регулярный граф с 6 вершинами
• 
  5-регулярный граф с 12 вершинами

Продолжение краткой, но представительной сводки основных теоретико-графовых определений, примыкающих к понятию графа. Для полноты перечислим ряд разновидностей графов^[64][65][66].

• Изоморфизм двух графов — это взаимно-однозначное соответствие между множествами их вершин, сохраняющее смежность. Обозначение: ${\displaystyle G\simeq H}$.

Ясно, что изоморфизм — это отношение эквивалентности на графах.

Обычно изоморфные графы не различают и пишут ${\displaystyle G=H}$ вместо ${\displaystyle G\simeq H}$, понятие изоморфизма широко используется при изображениях графов.

Инвариант графа — это число, которое принимает одно и то же значение на изоморфных графах.

Полный набор инвариантов определяет граф с точностью до изоморфизма. Например, число вершин и число рёбер графа — полный набор инвариантов для любого графа с числом вершин, не большим 3.

• Пример изоморфных графов
• 
  Диаграмма ${\displaystyle K_{4}}$ с пересечением вершин
• 
  Диаграмма ${\displaystyle K_{4}}$ без пересечения вершин

• Подграф графа — это граф, все вершины и рёбра которого принадлежат исходному графу. Исходный граф — это надграф своего подграфа. Другими словами, граф ${\displaystyle G}$ содержит граф ${\displaystyle G'}$: ${\displaystyle G\subseteq G'}$.

Óстовный подграф графа — это подграф, содержащий все вершины своего надграфа.

Порождённый, или индуцированный, подграф графа — это подграф, содержащий все рёбра надграфа для множества своих вершин, то есть две вершины порождённого подграфа смежны тогда и только тогда, когда они смежны в надграфе.

• Пример графа и подграфов
• 
  Исходный граф
• 
  Óстовный, но не порождённый подграф
• 
  Порождённый, но не о́стовный подграф

• Мультиграф — это конечные непересекающиеся множество и мультимножество, причём мультимножество состоит из 2-элементных подмножеств множества. Обозначение: ${\displaystyle G=(V,E)}$^[67], где любой элемент ${\displaystyle e\in E}$ мультимножества ${\displaystyle e\in V\times V}$ и ${\displaystyle V\cap E=\varnothing }$.

В мультиграфе пара вершин может быть соединена более чем одним ребром.

Кратные рёбра — это рёбра, соединяющие одну и ту же пару вершин.

Другими словами, мультиграф — это граф с кратными рёбрами, а граф — это мультиграф без кратных рёбер.

Простой, или обыкновенный, граф — это граф без кратных рёбер, если графом назвать мультиграф.

Псевдограф — это конечные непересекающиеся множество и мультимножество, причём мультимножество состоит как из 1-элементных, так и из 2-элементных подмножеств множества. Обозначение: ${\displaystyle G=(V,E)}$, где мультимножество ${\displaystyle E\subseteq V\cup (V\times V)}$ и ${\displaystyle V\cap E=\varnothing }$.

В псевдографе ребро может соединять вершину саму с собой.

Петля— это ребро, у которого концевые вершины совпадают.

Иногда псевдограф называют мультиграфом.

Гиперграф — это конечные непересекающиеся множество и мультимножество, причём мультимножество состоит из любых подмножеств множества. Обозначение: ${\displaystyle G=(V,E)}$, где любой элемент ${\displaystyle e\in E}$ мультимножества принадлежит булеану: ${\displaystyle e\in P(V)}$, и ${\displaystyle V\cap E=\varnothing }$.

Другими словами, в гиперграфе ребро может соединять не только одну или две вершины, но произвольное число вершин.

Ориентированный граф, или орграф — это псевдограф, рёбра которого ориентированы, то есть имеют начальную вершину и концевую вершину. Обозначение: ${\displaystyle D=(V,E)}$^[68], где мультимножество ${\displaystyle E}$ состоит из упорядоченных пар ${\displaystyle v,u\in V}$ и ${\displaystyle V\cap E=\varnothing }$.

Ориентированное ребро, или дуга — это ребро орграфа.

• Примеры видов графов
• 
  Мультиграф задачи о Кёнигсбергских мостах
• 
  Псевдограф
• 
  Гиперграф ${\displaystyle V=\{v_{1},v_{2},v_{3},v_{4},v_{5},v_{6},v_{7}\}}$, ${\displaystyle E=\{e_{1},e_{2},e_{3},e_{4}\}=}$${\displaystyle =\{\{v_{1},v_{2},v_{3}\},\{v_{2},v_{3}\},}$${\displaystyle \{v_{3},v_{5},v_{6}\},\{v_{4}\}\}}$
• 
  Орграф

Свойство графа, считающееся одним из самых простых и в то же время основных, это свойство связности. Здесь представлен ближайший круг понятий этого свойства связности^[69][70][71].

• Путь, или простой путь, в графе — это подграф, представляющий собой последовательность различных вершин, в которой каждая вершина соединена со следующей ребром. Обозначение пути (англ. path): ${\displaystyle P=(V,E)}$, где

${\displaystyle V=\{x_{0},x_{1},x_{2},\dots ,x_{k}\}}$, ${\displaystyle E=\{x_{0}x_{1},x_{1}x_{2},x_{2}x_{3},\dots ,x_{k-1}x_{k}\}}$,

все ${\displaystyle x_{i}}$ различны.

В теоретических и практических работах путь может называться по-разному, например, простая цепь.

Концевые вершины, или концы, пути — это вершины ${\displaystyle x_{0}}$ и ${\displaystyle x_{k}}$. Вершины ${\displaystyle x_{0}}$ и ${\displaystyle x_{k}}$ соединены путём ${\displaystyle P}$.

Внутренние вершины пути — это вершины ${\displaystyle x_{1},x_{2},\dots ,x_{k-1}}$.

Длина пути — это число рёбер пути. Обозначение пути длиной ${\displaystyle k}$: ${\displaystyle P_{k}}$.

Цикл, или простой цикл, в графе — это подграф, представляющий собой замкнутую последовательность различных вершин, в которой каждая вершина соединена со следующей ребром. Обозначение цикла (англ. cycle): ${\displaystyle C=(V,E)}$, где

${\displaystyle V=\{x_{0},x_{1},x_{2},\dots ,x_{k},x_{0}\}}$, ${\displaystyle E=\{x_{0}x_{1},x_{1}x_{2},x_{2}x_{3},\dots ,x_{k-1}x_{k},x_{k}x_{0}\}}$,

все ${\displaystyle x_{i}}$ различны.

Длина цикла — это число рёбер цикла. Обозначение цикла длиной ${\displaystyle k}$: ${\displaystyle C_{k}}$.

Хорда цикла — это рёбро, которое не принадлежит циклу и соединяет две его вершины.

Теорема. Любой граф ${\displaystyle G}$ с минимальной степенью вершин ${\displaystyle \delta (G)\geqslant 2}$ содержит цикл длины не менее ${\displaystyle \delta (G)+1}$.

• Пример путей
• 
  Два пути ${\displaystyle P_{4}}$: жёлтый и синий
• 
  Красный цикл ${\displaystyle C_{12}}$. Пунктирные рёбра — хорды цикла

• Связный граф — это граф, у которого две любые вершины соединены путём.

Компонента связности, или компонента, графа — это максимальный связный подграф графа.

Несвязный граф состоит по крайней мере из двух компонент связности.

Компонента, будучи связной, непуста; поэтому пустой граф не имеет компонент.

• Пример связного и несвязного графов
• 
  Связный граф на 5 вершинах
• 
  Несвязный граф из 2 компонент на 5 вершинах

Разделяющая вершина, или точка сочленения графа — это вершина графа, при удалении которой число компонент связности графа увеличивается.

Мост графа — это ребро графа, при удалении которого число компонент связности графа увеличивается.

Конечные вершины моста — это разделяющие вершины.

Ясно, что мосты в графе — это те и только те рёбра, которые не принадлежат никакому циклу.

Неразделимый граф — это непустой связный граф без разделяющих вершин.

• Примеры разделяющих вершин и моста
• 
  e — мост. Вершина a и концы моста — разделяющие вершины

• Маршрут в графе — это подграф, представляющий собой последовательность вершин, в которой каждая вершина соединена со следующей ребром. Обозначение маршрута: ${\displaystyle (V,E)}$, где

${\displaystyle V=\{x_{0},x_{1},x_{2},\dots ,x_{k}\}}$, ${\displaystyle E=\{x_{0}x_{1},x_{1}x_{2},x_{2}x_{3},\dots ,x_{k-1}x_{k}\}}$.

В маршруте могут быть совпадающие рёбра и врешины.

Ясно, что если все вершины в маршруте различны, то это путь.

Маршрут замкнут, если ${\displaystyle x_{0}=x_{k}}$, иначе маршрут открыт.

Эйлеров цикл, или эйлеров обход, графа — это замкнутый маршрут в графе, который проходит по всем рёбрам графа ровно один раз.

Эйлеров граф — это граф, который имеет эйлеров цикл.

Ясно, что эйлеров граф связен.

Теорема (Эйлер, 1736). Связный граф Эйлеров тогда и только тогда, когда все вершины графа имеют чётную степень.

Следствие. Связный граф с двумя вершинами нечётной степени имеет открытый маршрут, проходящий по всем рёбрам ровно один раз. Причём этот маршрут начинается в одной из вершин с нечётной степенью и заканчивается в другой.

• Примеры эйлерова и не эйлеровых графов
• 
  Полный граф ${\displaystyle K_{4}}$, никакой обход рёбер по одному разу невозможен
• 
  Не эйлеров граф, имеющий открытый маршрут, проходящий по всем рёбрам ровно один раз
• 
  Эйлеров граф. Эйлеров цикл — обход рёбер в алфавитном порядке

Четыре семейства графов были представлены выше, это полные, двудольные, регулярные и эйлеровы графы. Ещё одно семейство графов в разных областях науки называется одинаково — деревья. Деревья находят приложения в различных областях знания и имеют особый статус в самой теории графов по причине предельной простоты их строения, и при решении задачи о графах её сначала могут исследовать на деревьях^[72][73][74].

• Лес — это граф без циклов.

Дерево — это связный лес. Обозначение дерева (англ. tree): ${\displaystyle T}$.

Другими словами, лес — это граф, компоненты которого суть деревья.

Лист — это вершина степени 1 в дереве.

Любое нетривиальное дерево имеет по крайней мере два листа. При удалении листа остаётся снова дерево.

Теорема. Для графа следующие утверждения равносильны:

(i) граф — дерево;

(ii) каждые две вершины графа соединены единственным путём;

(iii) граф — минимальный связный, то есть граф связен и становится несвязным при удалении любого ребра;

(iv) граф — максимальный ациклический, то есть граф не имеет цикла и цикл возникает при соединении ребром любых двух несмежных вершин.

Следствие 1. Любой связный граф имеет остовное дерево.

Доказательство. Из равносильности условий (i) и (iii) теоремы следует, что любой минимальный остовный подграф — дерево.

Следствие 2. Связный ${\displaystyle n}$-вершинный граф — дерево тогда и только тогда, когда он имеет ровно ${\displaystyle n-1}$ ребро.

• Все деревья с 5 вершинами
• 
• 
• 

• Корень дерева — это фиксированная вершина дерева. Обозначение корня (англ. root): ${\displaystyle r}$.

Корневое дерево — это дерево с корнем.

Древесный порядок — это частичный порядок на вершинах дерева, определяемый деревом и его корнем: для любых двух вершин ${\displaystyle x}$ и ${\displaystyle y}$ дерева ${\displaystyle x\leqslant y}$, если ${\displaystyle x}$ принадлежит пути с концами ${\displaystyle r}$ и ${\displaystyle y}$.

В древесном порядке:

• корень дерева ${\displaystyle r}$ — наименьший элемент;
• любой лист дерева, отличный от корня, — наибольший элемент;
• концы любого ребра дерева сравнимы.

Цепь, или линейно упорядоченное множество, — это частично упорядоченное множество, в котором любая пара элементов сравнима.

Теорема. Вершины пути на дереве с концами ${\displaystyle r}$ и ${\displaystyle y}$ образуют цепь, где ${\displaystyle y}$ — любая фиксированная вершина дерева, отличная от корня ${\displaystyle r}$.

• Примеры цепей на корневом дереве
• 
  Дерево с корнем 3 и максимальными цепями 3-1-2, 3-7-6-5, 3-7-10

• Нормальное остовное дерево графа — это остовное корневое дерево графа такое, что любые две смежные вершины графа сравнимы.

Нормальное остовное дерево также называется деревом поиска в глубину по способу их применения в компьютерном поиске.

Теорема. Любой связный граф имеет нормальное остовное дерево, причём корнем дерева может быть любая вершина графа.

На иллюстрации ниже показаны два возможных остовых дерева полного графа ${\displaystyle K_{4}}$. Остовые деревья представлены жирными рёбрами. Левое остовное дерево — нормальное, если его корень — вершина A или D; при корнях B или C нормальности не получается, поскольку тогда концы ребра, например, A-D несравнимы. Правое остовное дерево не может быть нормальным при любом выборе его корня, всегда найдётся ребро с несравнимыми концами.

• Два остовных дерева полного графа с 4 вершинами
• 
  Жирные рёбра — нормальное остовное дерево с корнем A или D
• 
  Жирные рёбра — остовное дерево, которое не может быть нормальным при любом выборе корня

Современному состоянию теории графов отвечает стандартный учебник, сочетающий в себе классику и активнуюе математику и охватывающий основной материал предмета. Оглавление подобной книги даёт краткое представление о современном состоянии теории графов, из которого и состоит этот раздел^[75].

Как найти максимально возможное число независимых рёбер в графе? Можно ли все вершины графа разбить на пары? Ответы начинаются со следующих понятий^[76][77][78].

• Паросочетание, или независимое множество рёбер в графе, — это множество рёбер графа, не имеющих общих вершин.

• Паросочетания на графах (показаны красным цветом)
• 
  Паросочетание из двух рёбер
• 
  Паросочетание из трёх рёбер

• Паросочетание покрывает множество вершин графа, если каждая из вершин множества входит в какое-нибудь ребро паросочетания.

• Покрытия вершин графов паросочетаниями (показаны красным цветом)
• 
  Паросочетание покрывает 8 вершин графа из 9
• 
  Паросочетание покрывает все 8 вершин графа

Теорема о свадьбах (Холл, 1935). Двудольный граф содержит паросочетание, покрывающее одну из долей, тогда и только тогда, когда любое число вершин этой доли связаны с не меньшим числом вершин другой доли.

• Граф можно разбить (или в граф можно упаковать, или граф можно покрыть, или разложить) на несколько остовных деревьев или остовных лесов, не имеющих общих рёбер.

Древесность — это минимальное число лесов, на которые можно разбить граф.

Например, граф ${\displaystyle K_{5}}$ имеет 5 вершин, поэтому максимальный размер его остовного дерева 4. С другой стороны, граф ${\displaystyle K_{5}}$ имет 10 рёбер, поэтому для их покрытия потребуется минимум 3 дерева. Следовательно, показанное ниже разбиение графа ${\displaystyle K_{5}}$ на 3 леса минимально.

• Минимальное разбиение на остовные леса полного графа с пятью вершинами
• 
  Полный граф ${\displaystyle K_{5}}$
• 
  1-й остовный лес графа ${\displaystyle K_{5}}$
• 
  2-й остовный лес графа ${\displaystyle K_{5}}$
• 
  3-е остовное дерево графа ${\displaystyle K_{5}}$

Более глубоко связность графа раскрывается путём использования понятий ${\displaystyle k}$-связности, блока и независимости путей^[79][78].

• ${\displaystyle k}$-связный граф (вершинно ${\displaystyle k}$-связный) — это связный граф, который:

• имеет больше ${\displaystyle k}$ вершин;
• остаётся связным после удаления менее ${\displaystyle k}$ любых вершин.

Например, любой непустой граф 0-связен, а любой связный граф с более чем одной вершиной 1-связен. Двусвязный граф остаётся связным при удалении любой вершины.

Связность, или вершинная связность, графа ${\displaystyle \kappa }$ — это наибольшее целое число ${\displaystyle k}$, при котором граф ${\displaystyle k}$-связен.

Например, ${\displaystyle \kappa =0}$ тогда и только тогда, когда граф:

• либо несвязен;
• либо состоит из одной вершины.

Связность связного графа с точкой сочленения равна 1. Полный граф ${\displaystyle K_{n}}$ остаётся связным при удалении любого числа вершин и имеет одну вершину после удаления ${\displaystyle n-1}$ вершины, поэтому ${\displaystyle \kappa (K_{n})=n-1}$ при всех ${\displaystyle n\geqslant 1}$.

Аналогично определяется рёберно ${\displaystyle k}$-связный граф и рёберная связность графа ${\displaystyle \lambda }$.

Например, ${\displaystyle \lambda =0}$ тогда и только тогда, когда граф:

• либо несвязен;
• либо состоит из одной вершины.

Рёберная связность связного графа с мостом равна 1.

Связность , рёберная связность ${\displaystyle \lambda }$ и минимальная степень вершин ${\displaystyle \delta }$ связаны следующим неравенством.

Теорема (Уитни, 1932). Для любого графа ${\displaystyle G}$ с числом вершин больше одной

${\displaystyle \kappa (G)\leqslant \lambda (G)\leqslant \delta (G)}$.

• Пример графа со значениями связностей, не равными друг другу
• 
  Граф с ${\displaystyle \kappa =2,\lambda =3,\delta =4}$

• Блок графа — это максимальный связный подграф без точек сочленения.

У блока нет своих точек сочленения, но вполне могут быть точки сочленения исходного графа.

Граф из одного блока может называться просто блоком.

Подграф является блоком тогда и только тогда, когда он:

• максимальный двусвязный подграф;
• мост со своими вершинами;
• изолированная вершина.

Разные блоки в графе по причине своей максимальности могут пересекаться только по одной точке сочленения. Следовательно:

• каждое ребро графа состоит в единственном блоке;
• сам граф — это объединение блоков.

В этом смысле блоки — это двусвязные аналоги компонент связности. Только компоненты связности не пересекаются, а блоки могут пересекаться. Блоки вместе со способами их пересечения определяют грубую структуру графа — граф блоков и точек сочленения.

Граф блоков и точек сочленения графа — это двудольный граф с сериями вершин ${\displaystyle a}$ и ${\displaystyle B}$, построенный следующим образом:

• вершины ${\displaystyle a}$ соответствуют всем точкам сочленения исходного графа, вершины ${\displaystyle B}$ — блокам;
• ребро соединяет вершину ${\displaystyle a}$ с вершиной ${\displaystyle B}$, если точка сочленения ${\displaystyle a}$ принадлежит блоку ${\displaystyle B}$.

Теорема. Граф блоков связного графа — дерево.

• Пример графа и его графа блоков и точек сочленения
• 
  Исходный граф
• 
  Граф блоков и точек сочленения исходного графа

• Несколько путей независимы, или не пересекаются, если ни один из них не содержит внутренней вершины другого.

Определение ${\displaystyle k}$-связности связано с удалением ${\displaystyle k}$ вершин. Возможно, более наглядно такое определение: граф ${\displaystyle k}$-связен, когда две его любые вершины можно соединить ${\displaystyle k}$ независимыми путями. Эти два определения эквивалентны, это двойственные формулировки одного и того же свойства.

Классическая теорема Менгера — один из камней в основании теории графов.

Теорема (Менгер, 1927). Для любых подмножеств вершин графа ${\displaystyle A}$ и ${\displaystyle B}$ минимальное число вершин, отделяющих ${\displaystyle A}$ от ${\displaystyle B}$, равно максимальному числу независимых путей из ${\displaystyle A}$ в ${\displaystyle B}$.

Глобальный вариант теоремы Менгера.

(i) Граф ${\displaystyle k}$-связен тогда и только тогда, когда между любыми двумя его вершинами имеется ${\displaystyle k}$ независимых путей.

(ii) Граф рёберно ${\displaystyle k}$-связен тогда и только тогда, когда между любыми двумя его вершинами имеется ${\displaystyle k}$ непересекающихся по рёбрам путей.

На следующем рисунке показан граф, у которого две несмежные белые вершины можно разделить удалением не меньше чем двух вершин. Из теоремы Менгера следует, что наибольшее число независимых путей между этими вершинами равно 2.

• Графа для иллюстрации теоремы Менгера
• 
  Белые вершины разделены не менее чем двумя вершинами и белые вершины можно соединить не более чем двумя независимыми путями

Желательно, чтобы граф, нарисованный на листе бумаги, воспринимался как можно легче. Один из способов уменьшить хаос множества линий — избегать их пересечения. Можно ли нарисовать граф таким образом, чтобы рёбра не пересекались, то есть пересекались бы только в общих концевых вершинах^[80][81][82]?

• Плоский граф — это граф (уже в смысле геометрической фигуры), нарисованный на плоскости без пересечения рёбер, то есть рёбра пересекаются только в общих концевых вершинах.

Грань плоского графа — это одна из открытых областей, получающихся после удаления графа из плоскости. Внешняя грань — это единственная неограниченная грань графа; остальные грани называются внутренними.

Теорема. У плоского леса только одна грань — внешняя.

Теорема (формула Эйлера, 1736). Для любого связного плоского графа с ${\displaystyle n}$ вершинами, ${\displaystyle m}$ рёбрами и ${\displaystyle l}$ гранями верна формула

${\displaystyle n-m+l=2}$.

Следствие формулы Эйлера. Плоский граф с тремя или более вершинами имеет не более ${\displaystyle 3n-6}$ рёбер.

• Плоский граф, формула Эйлера и грани
• 
  Исходный плоский граф: 4 вершины, 5 рёбер и 3 грани, ${\displaystyle 4-5+3=2}$
• 
  Три грани исходного графа: внешняя (красная) и две внутренние

• Планарный граф — это граф, который можно нарисовать на плоскости как плоский.

Например, полный граф с четырьмя вершинами ${\displaystyle K_{4}}$ планарен.

• Планарность полного графа с четырьмя вершинами
• 
  Граф ${\displaystyle K_{4}}$, нарисованный как неплоский
• 
  Граф ${\displaystyle K_{4}}$, нарисованный как плоский

Два легендарных графа непланарны:

• полный граф с пятью вершинами ${\displaystyle K_{5}}$;
• полный двудольный граф ${\displaystyle K_{3},3}$.

Докажем, что граф ${\displaystyle K_{5}}$ непланарен. От противного. Предположим, что ${\displaystyle K_{5}}$ планарен. Тогда по следствию формулы Эйлера ${\displaystyle K_{5}}$ имеет не более ${\displaystyle 3\cdot 5-6=9}$ рёбер. Но ${\displaystyle K_{5}}$ имеет 10 рёбер. Полученное противоречие доказывает, что граф ${\displaystyle K_{5}}$ непланарен.

• Легендарные непланарные графы
• 
  Полный граф с пятью вершинами ${\displaystyle K_{5}}$
• 
  Полный двудольный граф ${\displaystyle K_{3,3}}$

• Стягивание ребра графа — это удаление ребра из графа и слияние концевых вершин этого ребра в одну вершину вместе со своими рёбрами.

• Стягивание ребра
• 
  Стягивание ребра с концевыми вершинами u и v

Теорема Понтрягина — Куратовского (1927, 1930), или теорема Куратовского (1930). Граф планарен тогда и только тогда, когда из него нельзя получить удалением рёбер и вершин с их рёбрами и последующим стягиванием рёбер ни граф ${\displaystyle K_{5}}$, ни граф ${\displaystyle K_{3,3}}$.

Например, из непланарного графа Петерсена можно получить подобным образом:

• граф ${\displaystyle K_{5}}$ стягиванием внешних маленьких рёбер, направленных к центру графа: 0—5, 1—6, 2—7, 3—8, 4—9;
• граф ${\displaystyle K_{3,3}}$ таким образом, как показано на следующем анимационном рисунке.

• Доказательство непланарности графа Петерсена
• 
  Получение из графа Петерсена графа ${\displaystyle K_{3,3}}$

Сколькими цветами можно раскрасить страны на карте так, чтобы смежные страны имели разный цвет? Сколько дней заседает парламентский комитет, если каждый комитет заседает один день, а некоторые члены парламента служат в нескольких комитетах? Какова минимальная длина школьного расписания, если известно, как часто каждый преподаватель преподаёт в каждом классе^[83][84]?

• Раскраска графа, или вершинная раскраска графа, — это раскраска вершин графа такая, что смежные вершины имеют разный цвет.

• Примеры раскраски графов
• 
  Раскраска полного графа ${\displaystyle K_{4}}$
• 
  Раскраска полного графа ${\displaystyle K_{6}}$
• 
  Раскраска графа Петерсена

k-раскраска графа, или вершинная k-раскраска графа, или k-раскрашиваемость, — это вершинная раскраска графа в k цветов.

• Различная k-раскраска графа-звезды с 5 вершинами
• 
  Граф-звезда с 5 вершинами раскрашен в 2 цвета
• 
  Граф-звезда с 5 вершинами раскрашен в 3 цвета
• 
  Граф-звезда с 5 вершинами раскрашен в 4 цвета

Хроматическое число графа, или вершинное хроматическое число графа, или k-хроматичность, — это минимальное k, при котором граф имеет k-раскраску. Обозначение: ${\displaystyle \chi }$.

Например, граф 1-хроматичен, когда он имеет хотя бы одну вершину и не имеет рёбер. Полный граф ${\displaystyle K_{n}}$ n-хроматичен. Граф-звезда с 5 вершинами 2-хроматичен. И все графы-звёзды 2-хроматичны. Более того, граф двудолен тогда и только тогда, когда он 2-хроматичен.

Теорема. У графа с m рёбрами

${\displaystyle \chi \leqslant {\frac {1}{2}}+{\sqrt {2m+{\frac {1}{4}}}}}$.

Доказательство. Пусть граф ${\displaystyle \chi }$-раскрашен. Тогда для любых двух цветов имеется хотя бы одно ребро с концами, окрашенными в эти цвета. Значит, таких рёбер не меньше, чем ${\displaystyle {\frac {1}{2}}\chi (\chi -1)}$, то есть ${\displaystyle m\geqslant {\frac {1}{2}}\chi (\chi -1)}$. Решая неравенство относительно ${\displaystyle \chi }$, получаем утверждение теоремы.

• Теорема о четырёх красках. Любой плоский граф 4-раскрашиваем.

Возможно, это единственный результат теории графов, который претендует на известность во всём мире. Отсюда следует, что каждая географическая карта может быть окрашена не более чем в четыре цвета так, чтобы соседние страны имели разный цвет. В настоящее время доказательство этой теоремы носит сложный компьютерный характер.

• Окраска географической карты в 4 цвета
• 
  Карта субъектов Российской Федерации, раскрашенная в четыре цвета

Гораздо проще доказывается следующая ослабленное утверждение.

Теорема о пяти красках. Любой плоский граф 5-раскрашиваем.

Следующее утверждение тоже широко известно.

Теорема (Грёч, 1959). Любой плоский граф без треугольников 3-раскрашиваем.

• Раскраска планарного графа без треугольников в 3 цвета
• 
  3-раскраска бидиакис-куба, пример планарного графа без треугольников
• 
  3-раскраска планарного графа без треугольников

• Рёберная раскраска графа, — это раскраска рёбер графа такая, что смежные рёбра имеют разный цвет.

• Примеры рёберной раскраски графов
• 
  Рёберная раскраска полного графа ${\displaystyle K_{4}}$
• 
  Рёберная раскраска полного графа ${\displaystyle K_{8}}$
• 
  Рёберная раскраска графа Петерсена

Рёберная k-раскраска графа, или рёберная k-раскрашиваемость, — это рёберная раскраска графа в k цветов.

• Различная рёберная k-раскраска полного графа с 4 вершинами
• 
  Полный граф ${\displaystyle K_{4}}$ рёберно раскрашен в 3 цвета
• 
  Полный граф ${\displaystyle K_{4}}$ рёберно раскрашен в 4 цвета
• 
  Полный граф ${\displaystyle K_{4}}$ рёберно раскрашен в 5 цветов

Хроматический индекс графа, или рёберное хроматическое число графа, или рёберная k-хроматичность, — это минимальное k, при котором граф имеет рёберную k-раскраску. Обозначение: ${\displaystyle \chi '}$.

Для хроматического числа графа ${\displaystyle \chi }$ доказаны лишь очень грубые оценки, тогда как для хроматический индекс графа ${\displaystyle \chi '}$ равен либо максимальной степени вершин графа ${\displaystyle \Delta }$, либо ${\displaystyle \Delta +1}$.

Ясно, что для любого графа ${\displaystyle \chi '\geqslant \Delta }$.

Теорема (Кёниг, 1916). Для любого двудольного графа ${\displaystyle \chi '=\Delta }$.

Теорема (Визинг, 1964). Для любого графа ${\displaystyle \Delta \leqslant \chi '\leqslant \Delta +1}$.

Теорема Визинга делит конечные графы на два класса: имеющие ${\displaystyle \chi '=\Delta }$ и имеющий ${\displaystyle \chi '=\Delta +1}$.

• Рёберная раскраска графов разных классов
• 
  Полный граф ${\displaystyle K_{4}}$ имеет ${\displaystyle \chi '=\Delta =3}$
• 
  Полный граф ${\displaystyle K_{3}}$ имеет ${\displaystyle \chi '=\Delta +1=3}$

Граф можно рассматривать как сеть, когда рёбра несут некоторый поток, например поток воды, или электрического тока, или данных и так далее. Как моделируется подобная ситуация математически^[85][86]?

• Разбиение множества — это набор попарно непересекающихся подмножеств, объединение которых даёт всё множество.

• Примеры разбиений множеств
• 
  Разбиение множества на 6 подмножеств
• 
  Разбиение множества на 7 подмножеств

Разрез в графе — это набор всех рёбер графа, пересекающих некоторое разбиение всех вершин графа на два множества — на стороны разбиения, то есть концевые вершины каждого ребра разреза находятся в разных сторонах разбиения.

Ясно, что стороны разбиения однозначно определяют разрез.

Бонд, или коцикл, — это минимальный по количеству рёбер непустой разрез в графе, то есть при удалении любого числа рёбра из разреза разрез перестаёт быть каким-либо разрезом.

В следующем примере 5-рёберный разрез не минимальный, поскольку при удалении 3 рёбер получается минимальный разрез, показанный справа.

• Примеры разрезов в графе
• 
  5-рёберный разрез в 6-рёберном графе (не бонд)
• 
  2-рёберный разрез в том же графе (бонд)

• Поток на графе — это набор целых чисел ${\displaystyle f(x,y)}$, приписанных каждой упорядоченной паре ${\displaystyle (x,y)}$ смежных узлов (вершин) сети (графа) такой, что:

• выполняется антисимметричность потока ${\displaystyle f(x,y)=-f(y,x)}$;
• в узлах ${\displaystyle x}$, в которых поток в сеть не входит и не выходит, выполняется первое правило Кирхгофа ${\displaystyle \sum f(x,y)=0}$, где суммирование проводится по всем ${\displaystyle y}$, смежным с ${\displaystyle x}$.

Источник — это узел, где поток входит в сеть. Обозначение: ${\displaystyle s}$.

Сток — это узел, где поток выходит из сети. Обозначение: ${\displaystyle t}$.

• Пример потока с источником s и стоком t на графе
• 
  Граф потока не имеет (для вершин u и v не выполнено правило Кирхгофа)
• 
  Поток на графе

Теория потоков:

• моделирует реальные потоки;
• взаимодействует с другими разделами теории графов (особенно со связностью и раскрасками).

Ребро мультиграфа не определяется однозначно парой ${\displaystyle (x,y)}$ или ${\displaystyle (y,x)}$.

Ориентированное ребро мультиграфа — это тройка ${\displaystyle (e,x,y)}$, где ${\displaystyle e}$ — ребро мультиграфа, начинающееся в вершине ${\displaystyle x}$ и заканчивающееся в вершине ${\displaystyle y}$.

Ребро ${\displaystyle e}$ с ${\displaystyle x\neq y}$ имеет два направления ${\displaystyle (e,x,y)}$ и ${\displaystyle (e,y,x)}$. Петля имеет одно направление ${\displaystyle (e,x,x)}$.

Циркуляция на графе — это функция ${\displaystyle f(e,x,y)}$ такая, что:

(F1) выполняется антисимметричность циркуляции ${\displaystyle f(e,x,y)=-f(e,y,x)}$ для всех ориентированных рёбер графа ${\displaystyle (e,x,y)}$ с ${\displaystyle x\neq y}$;

(F2) во всех узлах ${\displaystyle v}$ выполняется первое правило Кирхгофа ${\displaystyle \sum f(e,v,w)=0}$, где суммирование проводится по всем ${\displaystyle w}$, смежным с ${\displaystyle v}$.

Теорема. В циркуляции суммарный поток через любой разрез равен нулю:

${\displaystyle \sum f(e,v,w)=0}$, где суммирование идёт по всем рёбрам ${\displaystyle (e,v,w)}$ произвольного разреза графа.

• Пример циркуляции на графе (источников и стоков нет)
• 
  Граф циркуляции не имеет (для вершин s, t и v не выполнено правило Кирхгофа)
• 
  Циркуляция на графе
• 
  В циркуляция поток через любой разрез равен 0

• Функция пропускной способности на графе, или пропускная способность рёбер графа, — это набор натуральных чисел (с нулём), приписанных каждому ориентированному ребру мультиграфа.

Функция пропускной способности на графе определена независимо для обоих направлений ребра.

• Пример пропускной способности на графе
• 
  Граф с источником s и стоком t. Указаны пропускные способности ориентированных рёбер

Сеть — это мультиграф с двумя выделенными узлами (вершинами) ${\displaystyle s}$ и ${\displaystyle t}$ и функцией пропускной способности ${\displaystyle c(e,x,y)}$ на каждом ориентированном ребре ${\displaystyle (e,x,y)}$.

Разрез сети — это разрез мультиграфа сети такой, что выделенные узлы ${\displaystyle s}$ и ${\displaystyle t}$ лежат на разных сторонах разреза.

Пропускная способность разреза сети — это сумма ${\displaystyle \sum c(e,v,w)}$, где суммирование идёт по всем рёбрам ${\displaystyle (e,v,w)}$ разреза сети.

Поток в сети — это вещественнозначная функция ${\displaystyle f(e,x,y)}$ в сети такая, что:

(F1) выполняется антисимметричность потока ${\displaystyle f(e,x,y)=-f(e,y,x)}$ для всех ориентированных рёбер сети (графа) ${\displaystyle (e,x,y)}$ с ${\displaystyle x\neq y}$;

(F2') во всех узлах (вершинах) ${\displaystyle v}$, кроме ${\displaystyle s}$ и ${\displaystyle t}$, выполняется первое правило Кирхгофа