Критерий двудольности графа

Д. Кёниг сформулировал простой критерий двудольности графа в терминах длин циклов.

Теорема Кёнига (1936 г.). Для двудольности графа необходимо и достаточно, чтобы он не содержал циклов нечетной длины.

> Необходимость. Пусть G — двудольный граф, C — один из его циклов длины k. Пройдем все ребра этого цикла в той последовательности, в какой они на нем расположены, начиная с некоторой вершины v. Сделав k шагов, вернемся в v. Так как концы каждого ребра лежат в разных долях, то k — четное число.

Достаточность. Не ограничивая общности, можно рассматривать только связные графы, ибо дизъюнктное объединение двудольных графов также двудольно. Пусть связный граф G порядка n > 1 не имеет циклов нечетной длины, v Î VG. Построим разбиение VG = A È B следующим образом: произвольную вершину u графа G отнесем к классу A, если расстояние d (u, v)— четное число, и к классу B, если это расстояние нечетно. Остается доказать, что порожденные подграфы G (A)и G (B)являются пустыми. Пусть, напротив, существуют две смежные вершины u и w, входящие в один класс. Тогда ни одна из них не совпадает с v, поскольку v Î A, а окружение вершины v входит в класс В. Пусть, далее, U — кратчайшая (u, v)-цепь, W —кратчайшая (w, v)-цепь, v ₁ — последняя, считая от v, из общих вершин этих цепей, лежащая на цепи U (рис. 9.1). Обозначим через X_u и Y_u соответственно (v, v ₁) - и (v ₁, u)-подцепи цепи U, а через X_w и Y_w —соответственно (v, v₁) - и (v₁, w)-подцепи цепи W. Очевидно, что длины цепей X_u и X_w совпадают и, следовательно, длины цепей Y_u и Y_w одного характера четности. Но тогда объединение цепей Y_u и Y_w и ребра uw является циклом нечетной длины. <

Очевидно

Следствие 9.1. Граф является двудольным тогда и только тогда, когда он не имеет простых циклов нечетной длины.

Доказательство теоремы Кёнига подсказывает простой способ распознавания двудольности графа. Этот способ основан на простом приеме, называемом поиском в ширину. Поиск в ширину следующим образом приписывает вершинам рассматриваемого графа номера 0, 1, 2,... Начиная с произвольной вершины, приписываем ей номер 0. Каждой вершине из окружения вершины 0 приписываем номер 1. Теперь рассматриваем поочередно окружения всех вершин с номером 1 и каждой из входящих в эти окружения вершин, еще не занумерованных, приписываем номер 2. Рассматриваем окружения всех вершин с номером 2 и т. д., пока возможно. Если исходный граф G связен, то поиск в ширину занумерует все его вершины.

Далее, разобьем множество VG на две части — A и B, отнеся к A все вершины с четными номерами, а к B — все остальные вершины, и рассмотрим порожденные подграфы G (A)и G (B). Если оба они пусты (достаточно проверить, что все пары вершин с равными номерами не смежны), то G= (A, B, E)—двудольный граф. В противном случае граф G не является двудольным.

Простых способов распознавания k -дольности графа при k > 2 нет.

Очевидно, что с помощью поиска в ширину можно также решить следующие задачи:

1) разбить множество вершин графа на его области связности;

2) для несовпадающих вершин u и v связного графа найти кратчайшую (и, v)-цепь;

3) в ориентированном графе найти множество всех вершин, достижимых из заданной вершины u.