Изменения

Сотрем затем ранее добавленные ребра <tex> e_1 </tex> и <tex> e_2 </tex>. В результате мы получим укладку графа <tex> G </tex> на плоскости, что невозможно. Утверждение доказано.

Среди всех укладок графа <tex>G'</tex> на плоскости и среди всех циклов <tex>C</tex>, содержащих <tex>a</tex> и <tex>b</tex>, зафиксируем такую укладку и такой цикл, что внутри области, ограниченной циклом <tex>C</tex>, лежит максимальное возможное число граней графа <tex>G'</tex>. Зафиксируем один из обходов по циклу <tex>C</tex> (на рисунках будем рассматривать обход по часовой стрелке по циклу <tex>C</tex>). Для вершин <tex>u</tex> и <tex>v</tex> цикла <tex>C</tex> через <tex>C[u,v]</tex> будем обозначать простую <tex>(u,v)</tex>-цепь, идущую по циклу <tex>C</tex> от <tex>u</tex> до <tex>v</tex> в направлении обхода цикла. Конечно, <tex>C[u,v] \ne C[v,u]</tex>. Положим <tex>C(u,v) = C[u,v] \setminus</tex> {<tex>u,v</tex>}, т.е. <tex>C(u,v)</tex> получено из <tex>C[u,v]</tex> отбрасыванием вершин <tex>u</tex> и <tex>v</tex>.

{{Определение