圖同態

数学分支圖論中，圖同態（）是兩幅图之間保結構的映射。具體而言，該映射將某圖的各顶点映至另一圖的頂點，且若兩頂點相鄰，則其像仍然相鄰。

同態是若干種圖着色概念的推廣，適用於表達一類重要的約束滿足問題，如排程、問題。同態可以複合，為全體圖組成的類賦予豐富的代數結構：其上的预序关系、分配格結構、範疇結構（分為無向圖範疇與有向圖範疇兩種）。欲尋找任意兩圖間的同態，而無額外條件，則現時所知的高得不切實際，但對於某些特定類別的圖，已知有多項式時間算法。此類問題易解與否，兩者的分野，是活躍的研究方向。

 定義 
本條目中，除非另有聲明，否則「圖」皆為有限無向圖，允許自环，但無重边（兩點間連多於一條邊）。自至另一圖的圖同態引論見諸：; ; . 由短至長排。，記作

是頂點集至的函數，其將每條邊的兩端分別映至某邊的兩端。以符號表示：對中每對頂點，若，則。若存在至的同態，則稱同態於（），或可染色（），常簡記為：


上述定義可引伸至有向圖，此時，為同態的條件是，中每條有向邊的像，仍是的有向邊。

自至有單同態（將不同頂點映至不同頂點），當且僅當為的子圖。若同態為双射（兩圖頂點集的一一對應），且其逆亦是圖同態，則為图同构。

是一類特殊的圖同態，相當於將圖時，拓撲學上的覆疊映射，其定義及性質亦是類似：圖覆疊是滿同態（即作為陪域的圖，其每個頂點皆為定義域某頂點的像），且局部為雙射，即若限制到每個頂點的，則為雙射。舉例，圖的，是將每點分裂為兩點，並將原圖每條邊換成交叉的兩條邊、。如此，可以定義函數將和皆映至，既是圖同態，也是覆疊映射。

圖同胚是另一個概念，不一定是同態。粗略而言，同胚要求是單射，但不必將邊映至邊，允許映至路徑。图子式的要求更鬆。
 核與回縮 

若兩幅圖和有同態及，則稱兩者同態等價（）。該些映射不必單，也不必滿。例如，完全二部圖與同態等價，因為可將左部兩個頂點映到左部同一個頂點，其右部的兩個頂點映到右部一個頂點，同樣有的同態。

收縮映射（）是自圖至其子圖的同態，且對中每個頂點有。若有此種映射，則稱為的收縮核（）。

核圖（）沒有到任何真子圖的同態。亦可等價定義成無法收縮到任何真子圖的圖。每幅圖皆同態等價於唯一的核圖（不辨同構之別），稱為的核（）。此結論對無窮圖不一定成立，但對（有限的）有向圖可以照套用同樣的定義，每幅有向圖同態等價於唯一的核圖。圖（或有向圖）的核，必為原圖某個收縮核，以及某個导出子图。

舉例，完全圖及奇環（奇數條邊的循环图）皆屬核圖。若可染三色，且有三角形（即子圖），則同態等價於，原因是的三染色，下節將說明相當於同態，且另一方面，任意子圖皆有同態嵌入到，故有。如此，證畢為所有此種的核。與之相似，每幅非空二部圖（有至少一條邊）皆等價於。

 與染色的關聯 
對正整數，圖的染色是將每個頂點塗色之一，使每條邊的兩端都不同色。此種染色，與自至完全圖的同態，兩類物件一一對應，因為的各頂點對應種色，且若為顏色，則其於圖相鄰當且僅當。於是，某函數是至的同態，當且僅當該函數將中相鄰的頂點映至不同顏色（即染色的定義）。換言之，可染色等價於可染色。

若有同態及，則兩者複合可得同態。所以，若可染色，且有同態，則同樣可染色。因此，推出，其中表示圖的色數。

 變式 
其他同態亦可視作特殊的染色。給定圖，其頂點視為可用的顏色，每條邊表示某兩色「可兼容」，則的染色就是將相鄰頂點染成相容顏色的方案。此框架可容納許多圖染色的概念，將其表述為射向各類圖的同態。舉例如下：
可定義為至的同態，從而推廣一般的染色，定義「分數」色數。
與可定義成射向的同態。
的可用色集為自然數集，但另有給定某子集，禁止相鄰頂點所染顏色之差屬於。此種染色對應往某幅無窮圖的同態。
除禁止相鄰頂點同色外，還限制不同顏色之間的所有邊皆同向（例如由藍至紅）。此為映向的同態。
以數表示顏色，要求距離為1（相鄰）的頂點所染顏色之差至少為2，而距離為2的頂點染色之差至少為1。換言之，此為射向路圖之補的同態，且要求局部為單射，即在每個頂點的鄰域上為單射。

 無長路徑的定向 

圖同態與也有關。無向圖的定向是賦予每邊一個方向（二選一），所得的有向圖。同一幅無向圖可以有多種不同的定向。舉例，完全圖可定向成「遞移」，其頂點為，對所有有（有向）邊自指向。給定的定向與的定向之間的同態，忘掉定向即得本來無向圖之間的同態。另一方面，給定無向圖同態，任何定向可以拉回到的定向，使原同態亦是的有向圖同態。綜上，無向圖可染色（即有同態至），當且僅當有某定向，具有至的同態。

有定理流傳，對每個，有向圖有同態至，當且僅當個頂點的有向無同態至。

因此，某圖可染色，當且僅當其有某定向，不容任何自至該定向的同態。此命題可加強成
：某圖可染色，當且僅當該圖有某定向，其中無長為的有向路徑（即作為子圖）。
與前一命題的分別在於，自至某圖的同態允許將兩頂點映至同處，但「長為的有向路徑」不允許重複頂點。

 與約束滿足問題的關聯 
 範例 
某些排程問題可用圖同態建模。設學校已知各學生所選科目，要編排今學期各專題討論班的時間，使同一學生所選的討論班時間不致太近。考慮圖以各科為頂點，若兩科有共同學生則連邊，而圖以各課節為頂點，若兩個時段隔足夠遠則連邊。舉例若限制時間表須每週循環，且每個學生所選的討論班須相隔一日，則對應的是環的補圖。如此，的圖同態，就是討論班對應到課節的合適方案。欲添加額外條件，如禁止學生同時於週五與週一有討論班，衹需從刪掉相應的邊。

問題簡述如下：无线网络中，有若干發訊機，要為每部機配置一個頻率，供其發訊。為免干擾，地理位置較近的發訊機應選用相差較遠的頻率。若將條件中「地理較近」與「頻率較遠」簡化至非黑即白，則合適的分配方案又可視為圖同態。圖的頂點為各發訊機，邊表示兩機地理上接近；圖以各頻段為頂點，邊則表示兩頻段相隔夠遠。雖然此模型甚為簡化，但是尚有保留一點彈性：若有兩機相隔較遠，但仍因地形導致可能-{}-干擾，則在中加邊即可。反之，若有兩機永不在同一時段發訊，則不論其地理位置是否靠近，皆可從中刪去該邊。同樣，或許有某些頻率相差頗遠，但是互為谐波，導致干擾，則將該邊自移除即可

前述模型經簡化，若要實際應用，許多問題仍待解決。約束滿足問題是圖同態問題的推廣，能表達更多種條件（例如個體偏好，或重複分配次數有上限），從而建立更實際的數學模型。

 抽象觀點 
數理邏輯或泛代數中，圖與有向圖屬關係結構的特例，即集合配備若干關係。有向圖就是基集（頂點集）之上有獨一個二元關係（鄰接關係）。，該書稱關係結構（）為「關係系統」（）。如是觀之，圖作為關係結構的同態，按抽象代數的同態定義，等同於本文的圖同態。一般而言，欲尋找自某關係結構至另一關係結構的同態，屬於約束滿足問題（）。圖的特例可作為第一步，幫助理解更複雜的。許多尋找圖同構的算法，包括回溯、、，通用於各種。

給定圖、，問是否有同態，相當於僅得一類約束的實例：的「變量」是的頂點，每個變量的「域」（可取值的範圍）是的頂點集。「賦值」是一個函數，將逐個變量映至域的元素，即函數。的每條邊（或有向邊）對應一個「約束」，限制賦值函數將邊映至關係中，即映至的某邊。的「解」是滿足全體約束的賦值，故前述的解正是自至的同態。

 同態的結構 
同態的複合仍是同態，故可知圖的關係具遞移性，又顯然自反，所以其為圖之間的預序。同態等價意義下，記所屬等价类為，每個等價類有唯一的核圖為其代表。關係定義該些等價類之間的偏序，即同態等價類構成一個偏序集。

以表示有同態至，但反之則不然。如此定義的序，即對任意（無向）圖，若，則存在第三幅圖使，除非是平凡反例或。例如，任意兩幅整數階完全圖（除外）之間，必有無窮多幅，相當於整階數之間的有理數階數。

同態等價類的偏序集是分配格，併是互斥併，而交是，其定義不取決於等價類中所選的代表。，分配律載於Proposition 2.4；又見.此格中，正好是連通圖，證明方式是留意同態衹會將連通圖映到目標的一個連通分支中。正好是（），此種圖的特性是，若乘積有同態至，則或兩者之一有同態至。如何識別積性圖是譯名見 的關鍵。.

圖與同態還組成範疇：圖是物件，而同態是態射。範疇的始物件是空圖，終物件有一個頂點和一個自环。是範疇論積，是該範疇的。換言之，自的同態與的同態自然地一一對應。由於對任意圖，張量積與冪總有定義，圖範疇是笛卡儿闭范畴。同理，同態等價類組成的格實際上是海廷代数：按海廷代數的語言，前述的積稱為交運算，而前述的指數運算稱為蘊涵。

對於有向圖，適用同樣的定義。同樣有是有向圖同態等價類之間的偏序，其與無向圖等價類的偏序有別，但後者是前者的子序，因為無向圖亦可視為有向圖，衹是其中每條有向邊皆與其反向成對出現。換言之，無向圖同態的定義，與雙向有向圖的同態並無區別。有向圖的序仍是分配格和海延代數，交與併的定義亦同上，但分別在於，該序並不稠密。亦有以有向圖為物件、同態為態射的範疇，照樣笛卡儿闭。
 不可比圖 
同態預序下，許多圖不可比較。兩幅不可比圖（）之間，並無自任意一幅至另一幅的同態。欲構造此種圖，可考慮圖的奇圍長，即最短的奇環長度。奇圍長可等價地說成最小的奇數，使個頂點的循环图有同態至。由此定義，若，則的奇圍長大於或等於的奇圍長。

另一方面，前節已證若，則的色數小於或等於的色數。所以，若的奇圍長及色數皆嚴格大於，則和不可比較。
舉例，色數為，且無三角形（圍長，奇圍長），所以與三角形不可比。

有幾類圖的奇圍長和色數可取任意大，如與。如此一類圖，若使其兩參數同時遞增，排成一列，則有無窮多幅不可比圖（同態預序下的反鏈）。
同態預序等其他性質，亦可利用此類圖證明。此外，可構造同時具大色數和大圍長（不僅是奇圍長）的圖，但較複雜，見。

有向圖之中，更易找到不可比圖。例如，考慮有向環，頂點為，有向邊自至（對各一），及自至。對於，至有同態當且僅當為的倍數。所以，當取質數值時，兩兩不可比。

 計算複雜度 
圖同態問題是給定一對圖，求自至的圖同態。對應的決定性問題問是否存在此種解。一般情況下，即詢問的實例不受額外限制的情況下，此決定性問題為NP完全。若限制詢問的範圍，衹限從某類圖中選出或，則可得多種不同的問題，其中有些較易求解。限制左邊和限制右邊相比，適用的方法相去甚遠，但兩者似乎有一共同特點：難易情況之間似乎有明確的分界，此分界或者已獲證，或有論文猜想如此。

 至給定圖的同態 
圖同態問題若固定右邊的圖不變，則稱為染色問題。為完全圖時，化成染k色問題，在時，可於多項式時間內求解，但其餘情況則是NP完全。的情況相當於問圖可否染色，即是否二部圖，此問題可在線性時間內求解。更一般地，衹要是二部圖就有同一結論：可染色等價於可染色，即可染二色，故此種情況同樣易判斷。可染色和可染色分別等價於無頂點和無邊，亦易判斷。和證明，對無向圖而言，無其他情況可馴順：

（黑爾-內舍特日爾定理，1990年）若為二部圖，則染色問題屬於P，但其餘情況則為NP完全。

上述定理又稱為無向圖同態的「對分定理」（），因為將染色問題分成NP完全與P兩類，而無情況。有向圖情況較複雜，此時問題等價於刻畫看似更一般的：有向圖的染色問題，與允許各種約束條件的相比，同樣多姿多彩，而不失一般性。嚴格而言，定義（有限）約束語言（，或稱模板）為一個有限的取值域，其上配備有限多種關係，然後以表示約束衹能選自的一類約束滿足問題，則有以下定理：

（费德、，1998年）對任意約束語言，必有某幅有向圖，使在多项式时间归约意義下等價於染色問題。

直觀理解，定理意味着任何算法技巧或複雜度結論，若適用於一般有向圖的染色問題，則可套用至一般。考慮將黑爾-內舍特日爾定理擴展至有向圖。由上述定理，該推廣等價於有關對分的费德-瓦迪猜想（又稱猜想、對分猜想），即斷言對任意約束語言，或屬NP完全，或屬P。此猜想於2017年由德米特里·祖克（）與安德烈·布拉托夫（）分別獨立證出，故有以下推論：

（布拉托夫2017年；祖克2017年）給定時，有向圖的染色問題或屬P，或屬NP完全。

 自給定族的同態 
若左輸入為給定，則圖同態問題有暴力解法，即窮舉的各個頂點在中的像，複雜度僅為，已是輸入的多項式函數。換言之，限制的大小時，問題顯然屬P，但仍可改為研究另一課題：除大小之外，是否其他限制可施加於，使圖同態問題可於多項式時間內求解？

研究表明，關鍵性質是，此參數衡量一幅圖有多似一棵樹。若的樹闊至多為，而為任意圖，則利用標準的动态规划方法，可於時間內求解圖同態問題。實際甚至衹需假設的核的樹闊不逾，而無需知道其核為何。

該算法中，複雜度的指數可能無法再壓低太多：若（）為真，則不存在時間複雜度為的算法。即使限制衹能取值為某一族圖，衹要該族圖的樹闊無上界，則仍有同樣結論。同樣假設下，幾乎沒有其他性質使問題可於多項式時間內求解，具體含義如下：

（）假定，並給定由圖組成的可計算族。考慮輸入為，且的圖同態問題。此問題屬P當且僅當中各圖之核的樹闊有界。

或考慮有所取捨，允許複雜度高度依賴，換取複雜度與的關係僅為固定的多項式。與前段類似，若的取值範圍中，核的樹闊有界，則此目標可以實現，但若的取值範圍不滿足該條件，則無法達成。利用術語，上述成果可覆述為：中的同態問題，以的邊數為參數，呈現對分現象。若中各圖之核的樹闊有上界，則該問題為，否則為完全。

同一命題對其他關係結構亦成立。換言之，其適用於一般的約束滿足問題，不過需要限制各項約束涉及的變量數有上界，即關係的元數有上界（以圖為例，僅得元數為2的關係）。此時，關鍵參數為的樹闊。

 參見 
 图论术语
 同态，其他代數結構的同一概念

 ，可定義成的收縮核


 註 

 參考資料 

 一般書目、解說 





 約束滿足、泛代數 



 格論、範疇論 



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