Cтраница 2
В остаточной сети определим максимальный поток VM из вершин множества М в вершины множества L. В Тс, то сдать запас 5 за заданное время 7 с не позволяет отсутствие резервных пропускных способностей. [16]
E ( Gh) есть почти совершенное паросочетание в Gh, то вершины множества X паросочетаются с компонентами G, отличными от Gh - Значит, вместе с Gh существует не меньше, чем Х 1 компонент G -, смежных с X. [17]
Число внутренней устойчивости а ( Я) гиперграфа Я определяется как наибольшее число вершин внутренне устойчивых множеств гиперграфа Я. Число внешней устойчивости р ( Я) гиперграфа Я есть наименьшее число ребер, покрывающих все вершины гиперграфа Я. [18]
Каждой вершине множества Р соответствует определенная предполагаемая конструкция двигателя, соединенная ребрами графа с вершинами множества М, каждой из которых соответствует определенное достоинство той или иной конструкции. [19]
А, и не более одной вершины вне А, к которой ведут ребра от вершин множества А. [20]
Пусть М0 - произвольное наибольшее независимое множество вершин, так что М0 Ро - Поскольку никакая пара вершин множества М0 ребром не соединена, то оставшееся множество р - Ро вершин образует такое вершинное покрытие графа G, что а. С другой стороны, если N0 - наименьшее вершинное покрытие графа G, то никакую пару остальных р-а 0 вершин графа G нельзя соединить ребром, поэтому множество V - N0 независимо. Отсюда Ро р-а, и первое равенство доказано. [21]
Каждой вершине из множества Р соответствует, например, определенный класс ручных механических часов, соединенный ребрами графа с вершинами множества М, каждой из которых соответствует определенное достоинство той или иной марки. [22]
В каждой элементарной сборке установим ориентацию ребер следующим образом: вершину х полагаем начальной вершиной ребра, а каждую из вершин множества G ( х) - конечной. Следовательно, каждая элементарная сборка ( х, G ( х)) содержит card G ( я) ориентированных ребер, называемых дугами, и граф G ( Х0) в целом является ориентированным. Вершины х и xv в этом случае являются смежными, а дуга ( х, xv) инцидентна этим вершинам. [23]
Рассмотрим индуктивный процесс разметки дуг схемы Янова булевыми функциями, которые мы будем выбирать так, чтобы они накапливали нам для каждой вершины множества ее продуктивных наборов. [24]
Множество N С Вп называется ( п, - протыкающим если в каждой fc - мерной грани куба Вп находится хотя бы одна вершина множества N. Пусть L ( n, k) min AT, где минимум берется по всем ( п, &) - протыкающим множествам. [25]
Если А - множество вершин ориентированного графа D, то через V ( j4) обозначается множество всех ребер, соединяющих вершины множества А с вершинами множества V ( D) - А и выходящих из вершин, принадлежащих А. [26]
Это, однако, противоречит утверждению, что I ( х) - наименьшая временная пометка, и, следовательно, кратчайший путь к х проходит полностью по вершинам множества Slt и поэтому I ( х) является его длиной. [27]
Теорема 7.3.2. Если максимальный дефицит множества вершин V равен 80 0 и N - минимальное критическое множество, то V можно свести к множеству без дефицита при помощи удаления из него So соответственно выбранных вершин множества N вместе с их ребрами. [28]
Так как для данных параметров существует ( л, m, k, к, у) - граф, то по теореме 5.1 x m l, y m l, так что все вершины множеств А и BI неполные. [29]
Примеры двух разделяющих множеств графа G ( второе разделяющее множество является подмножеством первого) показаны пунктиром на рис. 1.9. Разделяющее множество, изображенное на рис. 1: 9, а, разбивает граф на три компоненты, одна из которых содержит вершины множества W, обведенного кружком на рисунке. [30]