Cyklická hodnost orientovaného grafu je mírou konektivity digrafu navrženého Egganem a Buchi [1] . Tento koncept intuitivně zachycuje, jak blízko je digraf k orientovanému acyklickému grafu (DAG, en:DAG), když je cyklická hodnost DAG nulová, zatímco řízený digraf řádu n se smyčkami v každém vrcholu má cyklickou hodnost n . Cyklická hodnost orientovaného grafu úzce souvisí s hloubkou stromu neorientovaného grafu a iterační výškou regulárních jazyků .. Cyklická hodnost také našla uplatnění ve výpočtech s řídkou maticí (viz Bodlaender, Gilbert, Hafsteinsson, Kloks, 1995 ) a logice [2] .
Cyklická hodnost r ( G ) digrafu G = ( V , E ) je induktivně definována následovně
Hloubka stromu neorientovaného grafu má velmi podobnou definici s neorientovanou konektivitou a připojenými komponentami namísto silné konektivity a silně propojených komponent.
Cyklickou pozici zavedl Eggan [1] v souvislosti s iterační výškou regulárních jazyků . Cyklickou hodnost znovu objevili Aizenshtat a Liu [3] jako zobecnění neorientované hloubky stromu . Koncept byl vyvíjen od počátku 80. let a byl používán pro práci s řídkými maticemi [4] .
Cyklická hodnost orientovaného acyklického grafu je 0, zatímco úplný digraf řádu n se smyčkou v každém vrcholu má cyklickou hodnost n . Kromě těchto dvou případů je známa cyklická hodnost několika dalších digrafů: neorientovaná cesta řádu n , která má vztah symetrie hrany a žádné smyčky nemá cyklickou hodnost [5] . Pro orientovaný -torus , tzn. přímý součin dvou orientovaných vrstevnic délky m an , máme a pro m ≠ n [ 1] [6] .
Výpočet cyklického pořadí je obtížný úkol. Gruber [7] dokázal, že odpovídající problém řešitelnosti je NP-úplný i pro řídké digrafy s maximálním přesahem 2. Dobrou zprávou je, že problém je řešitelný v čase na digrafech s maximálním přesahem 2 a v čase na obecných digrafech. Existuje aproximační algoritmus s aproximačním koeficientem .
První aplikace cyklické hodnosti byla v teorii formálních jazyků ke studiu iterační výšky jazyka regulárních jazyků . Eggan [1] vytvořil vztah mezi teoriemi regulárních výrazů, konečnými automaty a orientovanými grafy . V následujících letech se tento vztah stal známým jako Egganův teorém [8] . V teorii automatů je nedeterministický konečný automat s c ε-přechody (ε-NFA) definován jako 5 , ( Q , Σ, δ , q 0 , F ) sestávající z
Slovo w ∈ Σ * je povoleno automatem ε-NCF, pokud existuje řízená cesta z počátečního stavu q 0 do nějakého konečného stavu z F pomocí hran z δ , takže zřetězení všech značek podél cesty dá slovo w . Množina všech slov nad Σ * akceptovaná automatem je jazyk akceptovaný automatem A .
Hovoříme-li o vlastnostech digrafů nedeterministického konečného automatu A s množinou stavů Q , máme na mysli přirozeně digraf s množinou vrcholů Q generovaných přechodovou relací.
Egganův teorém : Iterační výška regulárního jazyka L je rovna minimální cyklické hodnosti mezi všemi nedeterministickými konečnými automaty s ε-přechody (s prázdnými přechody) akceptujícími jazyk L.Důkazy této věty podal Eggan [1] a později Sakarovich [8] .
Další aplikace tohoto konceptu spočívá v oblasti počítání s řídkými maticemi , konkrétně použít vnořenou disekci při výpočtu Choleského rozkladu (symetrické) matice pomocí paralelního algoritmu. Danou řídkou matici M lze interpretovat jako matici sousednosti nějakého symetrického digrafu G s n vrcholy, takže nenulové prvky matice odpovídají jedna ku jedné hranám grafu G . Pokud cyklická hodnost digrafu G nepřesáhne k , pak lze Choleského rozklad matice M spočítat nanejvýš k krocích na paralelním počítači s procesory [9] .