Color

点着色

（讨论的是无自环无向图）

对无向图顶点着色，且相邻顶点不能同色。若 $G$ 是 $k$- 可着色的，但不是 $(k-1)$- 可着色的，则称 $k$ 是 $G$ 的色数，记为 $\chi'(G)$。

对任意图 $G$，有 $\chi(G) \leq \Delta(G) + 1$，其中 $\Delta(G)$ 为最大度。

Brooks 定理

设连通图不是完全图也不是奇圈，则 $\chi(G) \leq \Delta(G)$。

边着色

对无向图的边着色，要求相邻的边涂不同种颜色。若 $G$ 是 $k$- 边可着色的，但不是 $(k-1)$- 边可着色的，则称 $k$ 是 $G$ 的边色数，记为 $\chi'(G)$。

Vizing 定理

设 $G$ 是简单图，则 $\Delta(G) \leq \chi'(G) \leq \Delta(G) + 1$

若 $G$ 是二部图，则 $\chi'(G)=\Delta(G)$

当 $n$ 为奇数（$n \neq 1$）时，$\chi'(K_n)=n$; 当 $n$ 为偶数时，$\chi'(K_n)=n-1$

二分图 Vizing 定理的构造性证明

按照顺序在二分图中加边。

我们在尝试加入边 $(x,y)$ 的时候，我们尝试寻找对于 $x$ 和 $y$ 的编号最小的尚未被使用过的颜色，假设分别为 $lx$ 和 $ly$。

如果 $lx=ly$ 此时我们可以直接将这条边的颜色设置为 $lx$。

否则假设 $lx<ly$, 我们可以尝试将节点 $y$ 连出去的颜色为 $lx$ 的边的颜色修改为 $ly$。

修改的过程可以被近似的看成是一条从 $y$ 出发，依次经过颜色为 $lx,ly,\cdots$ 的边的有限唯一增广路。

因为增广路有限所以我们可以将增广路上所有的边反色，即原来颜色为 $lx$ 的修改为 $ly$，原来颜色为 $ly$ 的修改为 $lx$。

根据二分图的性质，节点 $x$ 不可能为增广路节点，否则与最小未使用颜色为 $lx$ 矛盾。

所以我们可以在增广之后直接将连接 $x$ 和 $y$ 的边的颜色设为 $lx$。

总构造时间复杂度为 $O(nm)$。

??? note "一道很不简单的例题 uoj 444 二分图" 本题为笔者于 2018 年命制的集训队第一轮作业题。

首先我们可以发现答案下界为度数不为 $k$ 倍数的点的个数。

下界的构造方法是对二分图进行拆点。

若 $degree \bmod k \neq 0$, 我们将其拆为 $degree/k$ 个度数为 k 的节点和一个度数为 $degree \bmod k$ 的节点。

若 $degree \bmod k = 0$, 我们将其拆为 $degree/k$ 个度数为 k 的节点。

拆出来的点在原图中的意义相同，也就是说，在满足度数限制的情况下，一条边端点可以连接任意一个拆出来的点。

根据 Vizing 定理，我们显然可以构造出该图的一种 $k$ 染色方案。

删边部分由于和 Vizing 定理关系不大这里不再展开。

有兴趣的读者可以自行阅读笔者当时写的题解。

色多项式

$f(G,k)$ 表示 $G$ 的不同 $k$ 着色方式的总数。

$f(K_n, k) = k(k-1)\cdots(k-n+1)$

$f(N_n, k) = k^n$

在无向无环图 $G$ 中，

$e=(v_i, v_j) \notin E(G)$，则 $f(G, k) = f(G \cup (v_i, v_j), k)+f(G\backslash(v_i, v_j), k)$
$e=(v_i, v_j) \in E(G)$，则 $f(G,k)=f(G-e,k)-f(G\backslash e,k)$

定理：设 $V_1$ 是 $G$ 的点割集，且 $G[V_1]$ 是 $G$ 的 $|V_1|$ 阶完全子图，$G-V_1$ 有 $p(p \geq 2)$ 个连通分支，则：

$f(G,k)=\frac{\Pi_{i=1}^{p}{(f(H_i, k))}}{f(G[V_1], k)^{p-1}}$

其中 $H_i=G[V_1 \cup V(G_i)]$