具有给定根节点的有向图-匹配另一个有向图以求相等
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图同构问题是TCS中比较有趣的问题之一。Wiki上有一整页专门讨论它。
在您的特殊情况下，您有两个有根有向图，一个源和一个汇。
可以并行启动两个BFS，逐级检查同构；即对图进行层次化，并检查每个层次上的节点子集是否在两个图上同构。
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给定：有权边的有向无环图，其中一个节点可以有多个父节点。 问题：对于根节点的每个子节点，找到一条从该子节点到某个叶的最小代价（权重之和）路径。一个节点只能存在于一个这样的最小开销路径中。 图表示例： > 这个逻辑有道理吗？我担心这种消除冲突的迭代方式可能对某些图不收敛。例如，在重新计算节点2的最小路径时，如果现在发现2->5是最小路径，并且假设在第一次迭代期间，节点5在其他节点的最小路径中使用，那
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考虑以下无向非循环图: 如果我们定义“根”为A和E，有没有算法可以确定产生的有向无环图？： 我考虑过从根开始尝试某种DFS或BFS，但我不确定如何处理“等待”的需要，以查看另一个根是否可能到达给定的节点。
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本文会围绕算法中DFS求有向图或无向图两点间所有路径，先讲解DFS以及有向图或无向图的意思。 有向图在图中的边是有方向的，表现出来就是有个箭头指示方向，节点只能单向通信或传递消息，相当于单行道，无向图边没方向是双向的，边连接的两个节点有通路可以双向通信，类似于双行道。 无向图，边没有方向的图称为无向图。邻接矩阵则是对称的，且只有0和1，因为没有方向的区别后，要么有边，要么没边。 DFS作为搜索算法
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我正在努力寻找一个时间复杂度为o（m log n)+o(n)的问题的解决方案。 假设有向无环图有n个节点和m个请求，每个节点最多有一个父节点。在时间=0时，图为空。请求有两种类型：添加边(u，v)或查找顶点为u的子图的根。只有在不破坏图的任何属性的情况下才应该添加边（它应该保持无循环，每个节点最多仍然应该有一条传入边）。 这样，检查添加edge是否破坏属性或返回root需要O(1)个时间。然而，更
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我需要找到一个算法来找到有向图中的所有根，在O（n m）。 我有一个寻找单个根的算法： 在v中的某些v上运行DFS（v）。如果结果是一个生成树，则v是根。否则，结果就是树木成林。然后： 在最后一棵树的根上运行DFS（u）。如果结果是一棵生成树，那么u是根。否则，图中没有根 现在，如果我想找到所有的根，最好的方法是每次在最后一棵树的不同顶点上运行上述算法O（n）次吗？假设我找到了一个根，如果另一个根
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我想为给定数量的节点和边生成一个随机图。当我运行它时，它会返回一个包含所有零的edgelist（例如，如果我用五个节点和边运行它，它会返回五对零作为edgelist）。这部分代码是否有问题导致了这种情况？