前言

这是一个经典的图论问题了

最近复习离散的时候又恰好看到了，发现自己以前的解法似乎有点bug

然后开始出反例卡自己，结果发现卡不掉？

然后再好好想了想，发现这个看起来有问题的做法可能确实没问题。

注意：欧拉路、欧拉回路、欧拉图、半欧拉图四个概念的区别

Fleury算法

这是离散数学书上的经典求解欧拉路的算法之一

非常好理解，只不过如何快速判断正在删边的图的桥实现起来比较麻烦，如果没有好的数据结构的支持，时间复杂度将会多乘一个（n+m），所以正常情况下我们不用Fleury算法来求解欧拉路

逐步插入回路法

这个方法离散数学书上并没有细讲，而仅仅只用一句话带过了

我们可以先来看看定理15.1（欧拉回路的判定定理）的充分性证明

充分性：G是无向连通图且没有奇度顶点=>G中存在欧拉回路（G是欧拉图）

大致意思就是

（1）G中必定存在圈

书中用可以证明四个字带过了

这个可以用极大路径法证明

因为δ（G）≥2，那么找一条图中的极大路径，路径的端点一定存在一条边连向路径中的点（否则路径就可以继续延长，与极大路径矛盾），这样就会构成一个圈。

（2）删掉这个圈后，剩下的连通分支都是欧拉图（由归纳法假设可得）

（3）以这个大圈上的一点为出发点，走到与删掉后的连通分支上的点后，先把子欧拉回路走完，然后再继续向前走。

证明过程如此，那么如何将其转换为算法呢？

可以利用归纳法的思想，对图G进行分治，先任意找圈，然后删圈，判连通性，在各个连通分支递归，答案返回后再一起整合……反正写起来巨麻烦，而且没必要

另一种可能的解法

为什么说是可能呢，因为我也感觉自己不能很严谨的证明这个做法的正确性

先上代码：

这里省略了对图进行（半）欧拉图判定的过程以及选起始点的过程

只保留了计算的主体部分

可以说是非常诡异，初看时觉得有点道理，细想之后发现完全不对劲，但是它却AC了

于是我开始举反例

8

0 1 1 1 1 0 1 1

1 0 1 0 0 0 0 0

1 1 0 0 0 0 0 0

1 0 0 0 1 1 0 0

1 0 0 1 0 1 0 0

0 0 0 1 1 0 0 0

1 0 0 0 0 0 0 1

1 0 0 0 0 0 1 0

可以发现程序的dfs过程确实时错误的，但是最后输出的结果确实对的

关键就是在于保存答案的位置和输出答案的顺序。

dfs输出的位置是入栈的位置，而保存答案的位置是出栈的位置

Fluery算法告诉我们，我们在做一笔画时出错的原因是，在不必要的时候先走了桥，导致没办法走回来

也就是说，我们应该最后走桥

虽然这个做法中我们并不能保证我们最后走的是桥

但是我们知道

先走桥的肯定会先出栈（因为会走不通，导致退栈回溯）

所以过桥的答案一定会被先统计到

而且最后又是倒序输出，这样就间接地保证了过桥之后的答案最后输出

也就间接地保证了这个做法的正确性。

这个做法是OI中比较普遍的欧拉路求解算法，然而我的这个证明是很不严谨的，希望有识之士可以补充更加严谨的证明。

完结撒花~~~~( •̀ ω •́ )y