Grafo euleriano

En la teoría de grafos, un camino euleriano es un camino que pasa por cada arista una y solo una vez. Un ciclo o circuito euleriano es un camino cerrado que recorre cada arista exactamente una vez. El problema de encontrar dichos caminos fue discutido por primera vez por Leonhard Euler, en el famoso problema de los puentes de Königsberg.

En la imagen, ${displaystyle C={1,2,3,4,6,3,5,4,1},}$ es un ciclo euleriano, luego es un grafo euleriano.

Un grafo es una representación, un modelo, compuesto por un número determinado de vértices (nodos) y un número de arcos (aristas) que los relacionan, cada arista o arco tiene la capacidad de relacionar dos nodos. La palabra ciclo se emplea en teoría de grafos para indicar un camino cerrado en un grafo, es decir, en que el nodo de inicio y el nodo final son el mismo, como contrapartida un camino hamiltoniano es un camino que recorre todos los vértices de un grafo sin pasar dos veces por el mismo vértice. Si el camino es cerrado se dice un ciclo hamiltoniano.

Si un grafo admite un ciclo euleriano, se denomina grafo euleriano.

El origen de la teoría de los ciclos eulerianos fue planteado y resuelto por el propio Leonhard Euler en 1736 en un problema que tiene el nombre de Siete puentes de la ciudad de Königsberg (Prusia oriental en el siglo XVIII y actualmente, Kaliningrado, provincia rusa) dando origen a la Teoría de los grafos.

El problema se enuncia de la siguiente forma: Dos islas en el río Pregel, en Königsberg se unen entre ellas y con la tierra firme mediante siete puentes. ¿Es posible dar un paseo empezando por una cualquiera de las cuatro partes de tierra firme, cruzando cada puente una sola vez y volviendo al punto de partida?

Euler enfocó el problema representando cada parte de tierra por un punto y cada puente, por una línea, uniendo los puntos que se corresponden. Entonces, el problema anterior se puede trasladar a la siguiente pregunta: ¿se puede recorrer el dibujo sin repetir las líneas?

Euler demostró que no era posible puesto que el número de líneas que inciden en cada punto no es par (condición necesaria para entrar y salir de cada punto, y para regresar al punto de partida, por caminos distintos en todo momento).

Dado un grafo conexo (no existen nodos aislados) y no dirigido ${displaystyle G=(V,E,)}$, si ${displaystyle G,}$ tiene exactamente dos vértices de grado impar, entonces ${displaystyle G,}$ tiene un camino euleriano no cerrado. En caso de que todos los vértices tengan grado par, ${displaystyle G,}$ tiene un ciclo euleriano.

Dado ${displaystyle G(V,E,)}$ no orientado y conexo; si tiene ${displaystyle 2k,}$ nodos de grado impar, entonces ${displaystyle G,}$ puede ser escrito como unión de ${displaystyle k,}$ caminos (simples) distintos sobre los arcos y valen las siguientes expresiones:

El algoritmo de Fleury es un algoritmo elegante pero ineficiente cuyo origen se remonta al año 1883. Considerando un grafo del que sabemos que todas las líneas en la misma componente y al menos dos vértices de ángulo impar. El algoritmo comienza en el vértice del ángulo impar. En cada paso se elige el siguiente lado que queda unido al punto anterior por una sola línea. Finalmente nos movemos al lado que queda en el vértice sobrante. Al concluir el algoritmo, no quedan lados sin recorrer, y la secuencia que queda sigue un ciclo Euleriano sin vértices de ángulos impares. También puede quedar un trayecto Euleriano si hay exactamente dos vértices de ángulo impar. La complejidad correspondiente a este algoritmo es O(n^2), aunque hace unos años, esta fue mejorada hasta alcanzar una complejidad ${displaystyle O(|E|(log |E|)^{3}log log |E|)}$ pero sigue siendo todavía un recorrido más lento que otros algoritmos.

El documento recogido en 1873 procedente de Hierholzer, proporciona un método diferente a la hora de recorrer los ciclos eulerianos de una forma más eficiente que los algoritmos de Fleury. A continuación se mostraran los pasos necesarios para este algoritmo:

Usando estas estructuras de datos como doblemente unidas para mantener un conjunto de lados incidentes no usados en cada vértice, una lista de vértices del recorrido actual y mantener el recorrido en sí mismo es necesario buscar un nuevo vértice para el recorrido, y conectar ambos al mismo vértice, de manera que la ejecución de ambos pueda llevarse a cabo de manera conjunta y la complejidad final del algoritmo sea lineal (O(E)) sobre la cantidad de aristas.

El número de circuitos eulerianos en los dígrafos puede ser calculado mediante el teorema denominado en Inglés: BEST-theorem, procedente de los nombres de sus fundadores: de Bruijn, van Aardenne-Ehrenfest, Smith y Tutte.

En dicho teorema se menciona que dado un dígrafo euleriano G := (V, E), el número ciclos eulerianos no-equivalentes en el grafo es

o equivalentemente

siendo C cualquier cofactor de la matriz laplaciana de G.

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