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最小树问题.

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北邮运筹学ch7-2 最小树问题

北邮运筹学ch7-2 最小树问题

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作业：P283 10.4 10.5
最短路问题撑树问题
Minimum Spanning Tree Problem
Ch7 Graph and Network
2013-9-13 Page 1 of 5
定义：设G＝[V,E]是一个无向图，对每一条边ei∈E有一个长 度C(ei) ≥0,G的任意支撑树T各条边的长度之和称为树T的长度， 记为C（T）。长度最小的支撑树称为最小树。 求最小树是在一个无向连通图G中求一棵最小支撑树。 求最小树问题的应用： • 电信网络（计算机网络、电话专用线网络、有线电视网络等等） 的设计 • 低负荷运输网络的设计，使得网络中提供链接的部分（如铁路、 公路等 等）的总成本最小 • 高压输电线路网络的设计 电器设备线路网络（如数字计算机系统）的设计，使得线路总长 度最短 • 连接多个场所的管道网络设计
运筹学 北京邮电大学
§7.2 最小支撑树问题
Minimum Spanning Tree Problem
Ch7 Graph and Network
2013-9-13 Page 2 of 5
求最小树的方法：破圈法和避圈法 破圈法：任取一圈，去掉圈中最长边，直到无圈。 避圈法：即选边法；加边的原则：从最短边开始选择，每次 都从未选边中取最短者，但已选边中不能形成圈，直到连通 （n－1条边）。

最小树

最小树
e∈E1
∑
),W 弧e =(i，j)上的权常记为 (e), e 或w(e)，wij等 ， )上的权常记为W( ), ( ) 如果T*是 的一棵生成树 且对G的任何一棵生成树 的一棵生成树， 的任何一棵生成树T都有 如果 是G的一棵生成树，且对 的任何一棵生成树 都有 W（ T* ）≤W（T），则T*称为网络 的最小支撑树或者最小生 ），则 称为网络 称为网络G的最小支撑树或者最小生 （ （ ）， 成树（ ），或者简称最小树 成树（MST：minimum spanning tree），或者简称最小树 ： ），或者简称最小树. 图的最小树一般不唯一
{
}
11
SOLLIN 算法 （1961） 基本思想：前面介绍的两种算法的综合。每次迭代同 基本思想：前面介绍的两种算法的综合。 时扩展多棵子树， 时扩展多棵子树，直到得到最小树 T.
STEP0 中任意一个顶点i， STEP0. 对N中任意一个顶点 ，定义 i={i}. 令T= 。 中任意一个顶点 定义N STEP1 如果T 中已有n-1条弧 条弧， 的最小树； STEP1. 如果 中已有 条弧，则T为G的最小树；否则，对T 中的所有子树 为 的最小树 否则， * 节点集合N 中的最小弧， 节点集合 k，计算边割 [ N k , N k ] 中的最小弧，即计算 w(ek ) = min w(e), 其中 e
该图正好含有一个圈.
5
最小树
定义2 为权函数, 定义 G=（N，E，W）为一个无向网络，W为权函数 即W: （ ， ， ）为一个无向网络， 为权函数 E→R （这里 表示实数集合）. G中权最小（大）的弧称为最小 这里R表示实数集合 表示实数集合） 中权最小 中权最小（ （大）弧. 如果H=（ 的一个子图， 的权定义为H所包含 如果 （N1，E1）为G的一个子图，子图 的权定义为 所包含 的一个子图 子图H的权定义为 的所有弧的权之和，记为W(H)，即W（H）= 的所有弧的权之和，记为 ， （ ） W ( e) .

网络规划3-最小树问题

网络规划3-最小树问题
§6.3 最小树问题
第三节 最小树问题
一、最小树问题
1、什么是树？ 无圈连通图。 2、什么是最小树？ 权重之和最小的树。 3、最小树问题： 例6.3.1：电话线架设问题 某地7个村镇之间的现有交通道路如下图6.3-1所示, 边旁数字为各村镇之间道路的长度。现要沿交通道路架设 电话线，使各村之间均能通话。应如何架线使总长最短?
单位：海里
2 8
3 13 10
4 9 7 18
5 16 12 11 9
6 20 15 6 17 19
1 2 3 4 5
§6.3 最小树问题
二、最小树的求解方法
1、破圈法：1）适用于网络图已存在的问题；2）基本思 路；对网络图中每一个圈都破掉其最长边，直至网络图中 不存在圈为止。3）例:以例6.3-1为例，步骤如下图6.3-2
§6.3 最小树问题
6
1
4
8
3
2 9 7
1
2
9
2
7
5
9
7
4
5
例6.3.2：
3
图6.3-1
6
某公司拟铺设海上油管,要求将海上六口油井连通，仅
1号油井与海岸相连，距离为5海里。已知，海上六口油井
Hale Waihona Puke §6.3 最小树问题间的距离如下表6.3-1。试问，应如何铺设油管使铺设油 管的总长最短？ 表6.3-1
到 从
§6.3 最小树问题
表6.3-2
从
1 2 3 4 5
单位：海里
2 3 4 5 6
到
8
13 10
9 7 18
16 12 11 9
20 15 6 17 19
3
海岸

教学课件：第五章-最小树问题

教学课件：第五章-最小树问题
最小树问题的实际应用
最小树问题在现实生活中具有广泛的应用，如电路设计、网络路由、物流配送等。通过解 决最小树问题，可以优化网络结构、降低成本、提高效率，为实际问题的解决提供重要的 理论支持和实践指导。
最小树问题的未来研究方向
算法优化与改进
尽管已经存在许多有效的算 法用于解决最小树问题，但 随着问题规模的扩大和复杂 度的增加，需要进一步优化 和改进现有算法，以提高求 解速度和精度。
04 最小小生成树问题是在最小生成树问题的基础上，给 每条边赋予一个权重值，目标是寻找一棵权值最小的生成树 。
详细描述
在带权重的最小生成树问题中，每条边都有一个关联的权重 ，表示该边的长度或代价。算法需要选择一组边，这些边能 够连接所有节点并且总权值最小。常见的带权重的最小生成 树算法有普里姆算法和克鲁斯卡尔算法。
理论分析与证明
对于最小树问题的求解算法 ，需要深入的理论分析和证 明，以揭示算法的内在机制 和性能。未来可以进一步研 究算法的理论基础和数学证 明，为算法的设计和分析提 供更严格的依据。
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05 总结与展望
最小树问题的研究现状与成果
最小树问题的定义和性质
最小树问题是一类组合优化问题，旨在寻找一棵具有最小权值的树，该树连接给定的顶点 集。最小树问题在计算机科学、运筹学和图论等领域具有广泛的应用。
最小树问题的研究进展
近年来，最小树问题的研究取得了重要的进展。研究者们提出了许多有效的算法和近似算 法，用于解决最小树问题及其变种。这些算法在理论和实践方面都取得了重要的突破，为 解决实际问题提供了有效的工具。
教学课件：第五章-最小树问
目录
• 引言 • 最小树问题的算法 • 最小树问题的实例分析 • 最小树问题的扩展问题 • 总结与展望

图的steiner最小树问题及其求解

图的steiner最小树问题及其求解

图的steiner最小树问题及其求解作者：杨凌云来源：《电脑知识与技术》2009年第25期摘要:斯坦纳树问题是组合优化学科中的一个问题。

属于NP-难问题,即无法在多项式时间内得到最优解。

本文主要讨论了图的steiner最小树问题,并给出了近似算法,该算法是在破圈法的基础上进行了改进,并且引用了agent的思想。

最后对算法进行了分析。

关键词:Steiner最小树 NP-难题破圈法中图分类号:TP312文献标识码:A文章编号:1009-3044(2009)25-7312-02Graphical Steiner Minimum Tree Problem and SolusionYANG Ling-yun(College of Computer and Information Engineering, Henan University, Kaifeng 475001,China)Abstract: Steiner tree problem is one of the subject of combinatorial optimization problem. It belongs to NP-hard problems that cann’t find the optimal solution in polynomial time. This article discusses the minimum steiner tree problem in graphs, and gives the approximate algorithm, which is improved on loop damage method, and quoted the agent's thinking. Finally, an analysis of the algorithm.Key words: steiner minimum tree; NP-hard problem; loop damage method现实生活中经常要求解决这样的问题,即将若干给定点相连并使连线的总长最短。

Steiner最小树问题及其应用

Steiner最小树问题及其应用

绍 了各 种 Ｓｅｎｒ 问题及 其求解算法和实际应用。 ｔ ｅ树 ｉ
关键词
Ｓ ｉｒ ｔｎ 最小树 ｅｅ ｏ２； ２４
精 确算法
启发式算法 Ａ
应用
中图法分类号
文献标志码
现实 生活 中经 常 要 求 解 决这 样 的 问题 ， 即将 若
后 经 多位 数学 家 扩展 补 充 ， 后 以瑞 士数 学 家 Ｓｅ 最 ｔｉ — ｎｒ ｅ 的名 字命 名 为 Ｓ ｉｅ 问题 。近 年 的数 学 史 研 究 ｔｎｒ ｅ 又表 明 ，ｔｎｒ问 题 还 被 大 数 学 家 Ｇ ｕｓ 究 过 ， Ｓｅ ｅ ｉ ａｓ 研
维普资讯
ｌ ５期
张
瑾 ， ：ｔｉｅ 最小树 问题及其应用 等 Ｓｅｎｒ
４ ３ ２９
Ｐ ＝ ｘ，： 为集合 Ｐ中任意两 点， Ｐ 与 Ｐ 问的 （：Ｙ） 则 ：
距 离 可表 示 为 Ｉ ＰＰ ｌ＝ （ ｌ— ＋Ｉ ｌ—Ｙ ｌ ｌ２Ｉ Ｉ ２ Ｉ Ｙ ２ ｌ （ ） ｄ＝１ ２ 。根 据 结 点 问连 接 方 式 的 不 同 ， ，） 可 以分 为两种 ： 当 ｄ＝１时 ， 点 问 的距 离 为欧 氏距 即 结 离 ， 时 的 问题 称 为 欧 氏 Ｓｅｎ ｒ 小 树 （ ｕ ｌ ｅｎ 此 ｔｉｅ 最 Ｅ ｃ ｄａ ｉ ＳｅｎｒＭｉｉ ｕ ｒｅ Ｓ ｔｉｅ ｎｍ ｍ Ｔ ｅ—Ｅ ＭＴ） 题 ； 当 ｄ＝２时 ， 问 而
提 出这 样一 个 问 题 ： 欧 氏平 面 上 有 三个 点 ， 找 在 寻
一
１ 平 面上的 Ｓｅ ｅ 最小树 问题 ｔ ｎｒ ｉ
１ １ 问题 定义 ．
个点使得 由该点连接这三个点 的距离之和最 小。
２ ０ ４月 ２ ｏ８年 １日收到 国家 自然科学基金项 目（０ ７ ０ ５ 、 ７４ １６ ） 上海市重点学科建设项 目（９ ０ ） １ ５ ２ 资助 第一作者简介 ： 张 瑾 （９ ４ ） 女 ， １７ 一 ， 河南开封人 ， 博士生 ．研究方

最小树与最小树形图(数学建模)讲解

最小树与最小树形图（数学建模）讲解一、最小树的定义及性质1. 定义：最小树，又称最小树，是指在给定的带权无向图中，包含图中所有顶点的一个树形结构，且树中所有边的权值之和最小。

2. 性质：（1）最小树中不存在回路；（2）对于最小树中的任意两个顶点，它们之间有且仅有一条路径；（3）最小树中边的数量等于顶点数量减一；（4）在最小树中添加任意一条边，都会形成一条回路；（5）最小树不唯一，但权值之和相同。

二、求解最小树的方法1. Prim算法Prim算法是一种贪心算法，其基本思想是从图中的一个顶点开始，逐步添加边和顶点，直到形成最小树。

具体步骤如下：（1）初始化：选择一个顶点作为最小树的起点，将其加入最小树集合；（2）迭代：在最小树集合和非最小树集合之间，寻找一条权值最小的边，将其加入最小树集合；（3）重复步骤2，直到所有顶点都加入最小树集合。

2. Kruskal算法Kruskal算法同样是一种贪心算法，其基本思想是将图中的所有边按权值从小到大排序，然后依次选择权值最小的边，判断是否形成回路，若不形成回路，则将其加入最小树集合。

具体步骤如下：（1）初始化：将所有顶点视为独立的树；（2）按权值从小到大排序所有边；（3）迭代：选择权值最小的边，判断其是否形成回路，若不形成回路，则将其加入最小树集合；（4）重复步骤3，直到所有顶点都在同一棵树中。

三、最小树形图的定义及求解方法1. 定义：最小树形图，又称最优树形图，是指在给定的有向图中，找到一个包含所有顶点的树形结构，使得树中所有边的权值之和最小。

2. 求解方法：朱刘算法（Edmonds' Algorithm）朱刘算法是一种用于求解最小树形图的算法，其基本思想是通过寻找图中的最小权值环，进行收缩和扩展操作，最终得到最小树形图。

具体步骤如下：（1）寻找最小权值环；（2）对最小权值环进行收缩操作，将环中的顶点合并为一个新顶点；（3）在新图中寻找最小树形图；（4）将新图中的最小树形图扩展回原图，得到原图的最小树形图。

Steiner最小树问题及其应用

第8卷 第15期 2008年8月1671-1819(2008)15-4238-09科 学 技 术 与 工 程Science T echno logy and Eng i neeringV ol 18 N o 115 A ug . 2008Z 2008 Sci 1T ech 1Engng 1综 述数 学Steiner 最小树问题及其应用张 瑾1,2马 良1*(上海理工大学管理学院1,上海200093;河南大学计算机与信息工程学院2,开封475001)摘 要 Ste i ner 最小树问题是一个历史悠久的经典的组合优化问题,由于应用广泛,多年来一直受到研究者的广泛关注。

介绍了各种S teine r 树问题及其求解算法和实际应用。

关键词 Ste i ner 最小树 精确算法 启发式算法 应用中图法分类号 O 224; 文献标志码 A2008年4月21日收到国家自然科学基金项目(70471065)、上海市重点学科建设项目(T0502)资助第一作者简介:张 瑾(1974)),女,河南开封人,博士生1研究方向:系统工程、智能优化。

*通信作者简介:马 良(1964)),男,上海人,博士,教授,博士生导师1研究方向:智能优化。

现实生活中经常要求解决这样的问题,即将若干给定点相连并使连线的总长最短。

在网络通信领域中,该问题被一般化地提为:如果要在n 个区域间铺设通信网,使得各区域之间能实现信息的共享,那么应如何铺设才能使通信线路的总长最短?一般首先想到的可能就是求连接这n 个点的最小生成树(M i n i m um Spann i n g Tree )M ST )这种做法,但如果不拘泥于这n 个点,而引入除这n 个点之外的另外几个点的话,则有可能使连接各区域的通信线路的总长更短。

这是Steiner 最小树问题(Steiner M i n i m u m Tree Prob le m ,简记为S MTP)的来源。

S teiner 最小树问题是经典的组合优化问题,最早可以追溯到17世纪初。

最小生成树问题(共7张PPT)


个，所以支撑树是有不唯一]。
C n1 m
求最小树的Kruskal算法
赋权的连通图G=(V,E)中m=|E|,n=|V|,
S1:对E中各边的权排序，设 w1≤w2≤…≤wm,wi=w(ei)
S2:初始化： w←0,T←φ,k←1,t←0
S3:若t=n-1则转S6，否则转S4
Y
N
T’←T∪{ek}
T’成圈? N END
Y
T←T+ {ek},
k←k+1 w←w+wk,
t←t+1,k←k+1
用Kruskal算法求最小树
用Kruskal算法(避圈法)求赋权连通图G的最小树
V2
5
V6
Kruskal法盯住边,而Prim法更注意顶点:
T为最小树，w为T的权。
4
T={v1,v2,v3,v5}
Prim法求最小支撑树 E的权排序w1≤w2≤…≤wm w←0,T←φ,k←1,t←0
对要m让条程边序的读边懂长“图排”，序S程3，:序m如个何元判素断排是序否较成好“的圈算”？法谈是何基容于易分，治时策间略、的空快间速复排杂序性(Q绝u不ick应S小or看ting)，其时间复杂性是O(m㏒m)。
min S2:初始化：w←0,T←φ,k←1,t←0 设: {w(vv )}w(vv ) 简对称m条最边小的树边或长最排短序树，[管vvm线ij个 铺ST 元设素]。排序较好的i算法j是基于分治策略的快l速排k序(Quick Sorting)，其时间复杂性是O(m㏒m)。
S4:若T∪{ek}有圈则k←k+1转S4，否则 转S5
S5: T←T∪{ek},w←w+wk, t←t+1, k←k+1,转S3

最小树问题.

证明 若T是最小支撑树，因为T∪｛e｝含有一 个圈C（e），任取一个边e’ ∈ C（e） ， T∪｛e｝-｛e’｝仍然是连通不含圈的、即 是一个树，记T’= ｛e｝-｛e’｝ ，则： • 因为T是最小树，所以 w e w e ' ,由于的 任意性，则e是C（e）中的最大边。
W T ' W T w e w e '
证明：（1）→（2） 由于T是树，由定义知T连通且无圈。只须证明m=n-1。 归纳法：当n=2时，由于T是树，所以两点间显然有且 仅有一条边，满足m=n-1。 假设 n=k-1时命题成立，即有k-1个顶点时，T有 k-2条边。 当n=k时，因为T连通无圈，k个顶点中至少有一 个点次为1。设此点为u，即u为悬挂点，设连接点u的 悬挂边为[v，u]，从T中去掉[v，u]边及点u ，不会影 响T的连通性，得图T’，T’为有k-1个顶点的树，所以 T’有k-2条边，再把（ v，u）、点u加上去，可知当T 有k个顶点时有k-1条边。
第2步：在Xi 确定的割集（Xi）中选一条最小权边ek， ek=[v’，vk]， v’∈Xi ，vk ∈ Xi ， Ei-1= Ei∪ek
Xi+1= Xi ∪﹛vk﹜,Xi+1= Xi ＼ ﹛vk﹜
第3步：若Xi+1=V，结束，（V，Ei+1）是所求的最 小树。否则，把i换成i+1，返回第2步。
例：
定理3：图T是树的充分必要条件是任意两个顶点之间恰 有一条链。
证明：必要性 因T是连通的，故任两个点之 间至少有一条链。但如果某两个点之间有两条链 的话，那么图T中含有圈，这与树的定义矛盾， 从而任两个点之间恰有一条链。
充分性 设图T中任两个点之间恰有一条链， 那么易见T是连通的，如果T中含有圈，那么这个 圈上的两个顶点之间有两条链，这与假设矛盾， 故T不含圈，于是T是树。
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定理2：图T是树，则T中的边数m等于点数n减1， 即：m=n-1 证明：如图图T是树，则依树的定义，则T 是连 通图，对于m=n-1可以用数学归纳法证明。 （1）当n=1时，m=0，m=n-1成立。 （2）当n=1时，m=1，m=n-1成立。 （3）假设当n=k时，m=n-1成立。
（4）对于k+1个顶点的图T而言，由树的性质1可知，T
的一个不含圈的支撑子图Gk，于是Gk是G的一个支撑
树。
（一）破圈法
例题 破圈法求解
e1
v2
e3 e4
e8
v1
e2
e5
v4
e7 e6
v5
v2
e1
v3
e8 e4
（1）
v2
e1
e8
v1
e2
e5
v4
e7 e6
v5 v1
e2
e5
v4
e7 e6
v5
（2）
v3
v3
（3）
v2
e1
e8
v1
e2
e5
v4
e7
v3
（2）→（3） 只须证T是连通图。 反证法 设T不连通，可以分为l个连通分图（l≥2），
设第i个分图有ni个顶点，
n
i 1
l
i
n
因为第i个分图是树，所以有ni-1条边，l个分图 共有边数为：
(n
Hale Waihona Puke i 1li 1) n l n 1
与已知矛盾。所以T为连通图。 （3）→（4）、（4）→（5）、（5）→（6）、 及（6）→（1）的证明略。
v3
v1 v2
（a）
v5
v3
v5
v6
v v6 1
v4 v2
（b）
v4
（b）是（a）的一个支撑树。
定理4 ： 图G有支撑树的充分必要条件是图G是连通的。 证明：必要性是显然的。 充分性： 设G是连通的，如果G不含圈，则G本身是 一个树，从而是它自身的一个支撑树。 现设G含图，从圈中任意去掉一条边，得G的一 个支撑子图G1，如G1不含圈，则G1是G的一个支撑树； 如G1含圈，则从G1中任取一圈，从圈中再任意去掉一 条边，得G的一个支撑子图G2，如此重复，终可得G
定理2 图T=（V，E）， p=n， q=m，则下列关于
树的说法是等价的。 （1）T是一个树。 （2）T无圈，且m=n-1。 （3）T连通，且m=n-1。 （4）T无圈，但每加一条新边即得唯一一个圈。 （5）T连通，但每丢掉一条边就不连通。 （6）T中任意两点，有唯一链相连。
边数=点数-1
先证明（6）→（1）
（4）
v2
e1
v1
e2
e5
v4
e7
v3
（5）
（二）避圈法 在图中任取一条边e1，找一条与e1不构成 圈的边e2，再找一条与{e1，e2}不构成圈的边 e3。一般设已有{e1，e2，…，ek}，找一条与 {e1，e2，…，ek}中任何一些边不构成圈的边 ek+1，重复这个过程，直到不能进行为止。
v3
中至少有两个悬挂点。
设v1是T的一个悬挂点，考虑图T-｛v1｝，则图T-
｛v1｝ 的顶点数为K，由归纳假设可得 ：
mT (v1 ) nT (v1 ) 1 ，因为 nT ( v ) nT 1 ， 1
nT (v1 ) nT 1 ，则
mT (v1 ) mT 1
，证毕。
现证v1是悬挂点，即d（v1）=1。
反证法：如d（v1）≥2，则存在边[v1，vm]，使m≠2，
v1
若vm不在Q上，
v2
vk
vm
那么（vm，v1，v2，…，vk）比Q链边数多一条， 与Q是边数最多的链矛盾。 若vm在Q上
v1
v2
vm
vk
（v1，v2，…， vm， v1）是圈，与T是树矛盾。 所以必有d（v1）=1，即v1是悬挂点。 同理可证：vk也是悬挂点。所以G至少有两个悬挂点。
v1 v2
v5 v6v1
v3 v1
v3 v1 v2
v3
v5
v4 v5
v6 v1 v2 v4
v2 v5
v6
v3 v1
v3
v2
三、最小支撑树问题
定义3 给定无向网络图G=（V，E，W），对于G的任一 边ek=[vi，vj]有一个非负权w（ek）=wij（wij≥0）,T=（V，E’ 是G的一个支撑树，称
w(T ) we
eT
为树T的权。 如果支撑树T*的权w（T*）是G的所有支撑树的权 中最小的，则称T*是G的最小支撑树（简称最小树）。 即
w(T *) min w(T )
T
最小树问题，即求网络G的最小支撑树。
定理5 设T是网络的支撑树，而任意一个树外的 边，唯一决定一个圈，除e外，的其它边都属于T， 如果T是G的最小支撑树，则e是的最大边。
根据树的定义及其三个性质的证明，我们可以归 纳出树T的六 个基本性质，即： （1）T是无圈图 （2）T是连通图 （3）T中边数为点数减1，即 mT nT 1 （4）T中减去一条边则不连通 （5）T中加一条边则恰有一个圈 （6）T中至少有两个悬挂点
二、图的支撑树
定义2 设图T=[V，E’]是图G=（V，E）的支撑 子图，如果T是一个树，则称T是G的一个支撑树。
证明：（1）→（2） 由于T是树，由定义知T连通且无圈。只须证明m=n-1。 归纳法：当n=2时，由于T是树，所以两点间显然有且 仅有一条边，满足m=n-1。 假设 n=k-1时命题成立，即有k-1个顶点时，T有 k-2条边。 当n=k时，因为T连通无圈，k个顶点中至少有一 个点次为1。设此点为u，即u为悬挂点，设连接点u的 悬挂边为[v，u]，从T中去掉[v，u]边及点u ，不会影 响T的连通性，得图T’，T’为有k-1个顶点的树，所以 T’有k-2条边，再把（ v，u）、点u加上去，可知当T 有k个顶点时有k-1条边。
第二节
一、树及其性质
最小树问题
定义1： 无圈的连通图称为树。树一般用T表示。 定理1： 任给树T=（V，E），若n（T）≥2，则
T中至少有两个悬挂点。
证明：设 Q=（v1，v2，…，vk）是G中含边数最多 的一条初等链，因 n（T ）≥2，并且T是连通的，故 链 Q中至少有一条边，从而v1与vk是不同的 。
定理3：图T是树的充分必要条件是任意两个顶点之间恰 有一条链。
证明：必要性 因T是连通的，故任两个点之 间至少有一条链。但如果某两个点之间有两条链 的话，那么图T中含有圈，这与树的定义矛盾， 从而任两个点之间恰有一条链。
充分性 设图T中任两个点之间恰有一条链， 那么易见T是连通的，如果T中含有圈，那么这个 圈上的两个顶点之间有两条链，这与假设矛盾， 故T不含圈，于是T是树。