无向图衍生
Bipartite Graph
二分图：所有顶点可以分为两个不相交集合U、V，两个集合大小不定 相等，但每条边都连接两个集合中各一顶点
可以证明：当且仅当图中不存在奇数长度回路时，为二分图
二分图中顶点可以可以染成两种颜色，使得每条边两头顶点颜色 不同
矩阵存储二分图时，因为U、V内部节点之间无边，大部分场景 只需要$|V| * |U|$的矩阵（对有序、加权适用）
性质
- 二分图匹配意义：同类型（集合内部）之间没有连接
Augmenting-Path
（二分图）增益路径：对合法匹配M，简单路径两端连接V、U中 的自由顶点，路径中边交替出现在$E-M, M$中，称M的增益路径
增益路径长度总为奇数，为M中匹配两倍+1
则路径中奇数边组成新的匹配，比M多一条边
增益路径-最大匹配证明
当且仅当G中不存在M增益路径时，M为G最大匹配
必要性
- 若M存在增益路径，则可以扩展M得到更多匹配，M不是最大匹配
充分性
若存在M无增益路径，但不为最大匹配，设$M{}$是G中的最大 匹配，则$M{}$中边至少比M中边数量大1，有 $|M^{}| > |M|, |M^{} - M| > |M - M^{*}|$
则两者对称差集为 $M \bigoplus M^{} = (M - M^{}) \cup (M^{*} - M)$
设$G^{‘} \subseteq G$为二者差集中所有边、点，根据匹配 定义，$G^{‘}$中任何单个点和$M, M^{*}$相连接不会超过 一条边
则$G^{‘}$中顶点连通度不大于2，其中连通分量为
偶数长度回路，其中边交替属于 $|M^{} - M|, |M - M^{}|$，在两者中数量相同
若不交替，则说明连续两条边在同个匹配中，有交点， 和匹配定义冲突
若不为偶数长度，同样的首、尾两条边在同一匹配中， 和匹配定义冲突
交替路径（无环）
因为$|M^{} - M| > |M - M^{}|$，所以$G^{*}$中 不可能仅有回路
所以至少存在一条具有交替边路径，起点终点都是 $M^{*} - M$同一条边（如单边路径），M具有增益路径 ，矛盾
- 最大匹配求解匈牙利算法实现详见graph
Konig Theorem
Konig定理：二分图中最大匹配数|M| = 最小点覆盖数|C|
已经通过匈牙利算法求出最大匹配M
从集合V中每个未被匹配点开始，走一条类似增益路径 的交替路径，标记路径中的所有点
只是因为已经找到了最大匹配，所以路径另外一端不可能 是自由顶点
允许重复走过同一条边
路径中V到U的均为非匹配边、U到V均为匹配边
- 当然也可以从U的所有未匹配顶点开始
记集合V中中未被访问、U集合中已被访问的已匹配顶点点集为C，则
$顶点数目|C| = 最大匹配数 = 最小点覆盖数$
因为每个点都是M中某边端点，且V中已标记同U中未标记、V中 未标记顶点同U中已标记一一对应，为匹配边两端点，所以
在最大匹配情况下，所有边至少有一个端点为已匹配点
对于匹配边，肯定被C中顶点覆盖
若非匹配顶点在V中，则一定在某个路径中被访问，则被U 中某个已访问匹配顶点覆盖
若非匹配顶点在U中，则被V中未访问顶点覆盖的
或者说不存在这样的边：其左端点没有标记、而右端点有 标记
- 匹配边肯定不是起点，不可能
- 非匹配边，右端有标记则能直接访问左端，标记左端 （通样广度优先搜索遍历所有邻接有顶点点）
而要覆盖匹配边需要至少$|M|$个点，所以$|M|$是最小覆盖点数
推论 1
二分图中：最小边覆盖|W| = 图中顶点数|V| - 最小点覆盖数|C|
Ordered Bipartite Graph
有序二分图：以同一顶点作为端点的边的有优先级（独立于其他点）
- 即：V中顶点对U中顶点都有优先级排序，U中顶点对V中顶点也有 优先级排序
Marriage Matching
婚姻匹配问题可以使用特殊的完全有序二分图代表
集合V（男士集合）、U（女士集合）大小相同为n
任意男士、女士都有之间都有边连接，即任意男士、女士都需要 给出所有女士、男士优先级
存储、表示方法
优先列表：各男士、女士按照异性优先级排序列表，共2n个
- 对实现匹配算法而言效率更高
等级矩阵：男士、女士为分别作为矩阵行、列，矩阵元素$P_ij$ 为男士$m_i$对女士$w_j$优先级排序、女士$w_j$对男士$m_i$ 优先级排序元组
- 更容易看出集合元素匹配
- 只需要$n * n$阶方阵
Stable Marriage Matching
对包含n个对的婚姻匹配M
Block Pair：受阻对，满足$m \in V, w \in U$，而$(m, w)$ 更倾向于对方，而不是匹配M中对象
Stable Marriage Matching：稳定婚姻匹配，不存在受阻对的 婚姻匹配
稳定婚姻存在性
V中存在自由男士时，任选求婚、回应之一执行，直至不存在 自由男士
求婚：自由男士m向女士w求婚，w为其优先级最大、之前未拒绝 过其女士（可以是已匹配）
回应：若女士w自由则接受男士m求婚，与之配对；女士w不自由 则把m同当前配偶匹配，选择其中优先级较高者
当不存在自由男士时，得到匹配M就是稳定匹配
若M是不稳定的，设存在受阻对$(m, w)$
因为m按照降序求婚，所以m必然在某次迭代向w求过婚，则w当前 对偶必然比m拥有更高优先级，和受阻对假设矛盾
- 稳定婚姻问题求解算法参见graph
Weighted Bipartite Graph
加权二分图；每条边都有权重的二分图
Distribution Problem
分配问题可以使用特殊的完全加权二分图代表
集合V（人员集合）、U（任务集合）大小相同为n
任意人员、任务有边相连，人员、任务内部之间无边
存储方法
使用$n * n$阶成本矩阵C存储，其元素$c_{ij}$表示人员$i$ 完成任务$j$的成本
则问题转化为：从成本矩阵中每行分别选择元素，且元素不属于 同一行，使得和最小
- （最小成本）分配问题算法参见graph
Biconnected Graph
articulation point：关节点，删除顶点v、与v相连的各边 之后，将图一个连通分量分割成 两个、两个以上连通分量，则 称顶点v为图的一个关节点
biconnected graph：重连通图，没有关节点的连通图
重连通图中任意一对结点之间至少存在两条路径
若在重连通图中至少删除k个顶点才能破坏图的连通性，则称图 的连通度为k
求解关节点
利用DFS可以求出图的关节点，判断图是否是重连通的，对DFS生成树
- 生成树有两棵及以上子树，则根节点为关节点
- 因为不同子树之间不存在连通不同子树顶点的边
- 非叶子顶点v某棵子树中没有指向v前驱的回边，则v为关节点
- 算法参见algorithm/problems/graph