Теорема Понтрягина-Куратовского — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Прерисованы картинки 4-6)
м ("Внутрення" заменено на "внутренняя".)
 
(не показано 5 промежуточных версий 2 участников)
Строка 1: Строка 1:
Теорему доказал в 1927 году известный советский математик Лев Семенович Понтрягин, но не опубликовал. <br>
+
Теорему доказал в 1927 году известный советский математик Лев Семенович Понтрягин, но не опубликовал.
Независимо от Понтрягина в 1930 году доказательста нашел и впервые напечатал польский математик Казимир Куратовский. <br>
+
Независимо от Понтрягина в 1930 году доказательста нашел и впервые напечатал польский математик Казимир Куратовский.
Первые доказательства теоремы Понтрягина - Куратовского были очень сложными. Сравнительно простое доказательство нашел в 1997 г. петербургский школьник Юрий Макарычев. <br>  
+
Первые доказательства теоремы Понтрягина-Куратовского были очень сложными. Сравнительно простое доказательство нашел в 1997 г. петербургский школьник Юрий Макарычев. <br>  
 
<br>
 
<br>
  
Строка 11: Строка 11:
 
|proof =
 
|proof =
 
Заметим, что из планарности графа следует планарность гомеоморфного графа и наоборот. В самом деле, пусть <tex> G_1 </tex> {{---}} плоский граф.
 
Заметим, что из планарности графа следует планарность гомеоморфного графа и наоборот. В самом деле, пусть <tex> G_1 </tex> {{---}} плоский граф.
Если добавить на нужных ребрах вершины степени <tex> 2 </tex> и удалить некотрые вершины степени <tex> 2 </tex> в <tex> G_1 </tex>, получим укладку гомеоморфного графа <tex> G_2 </tex>. Таким образом, доказательство достаточности следует из [[Непланарность_K5_и_K3,3| непланарности <tex>K_5</tex> и <tex>K_{3, 3}</tex>]].
+
Если добавить на нужных ребрах вершины степени <tex> 2 </tex> и удалить некотрые вершины степени <tex> 2 </tex> в <tex> G_1 </tex>, получим укладку гомеоморфного графа <tex> G_2 </tex>. Таким образом, доказательство необходимости следует из [[Непланарность_K5_и_K3,3| непланарности <tex>K_5</tex> и <tex>K_{3, 3}</tex>]].
  
Докажем неоходимость. От противного: пусть существует непланарный граф, который не содержит подграфов, гомеоморфных <tex> K_{5} </tex> или <tex> K_{3, 3} </tex>. Пусть <tex> G </tex> {{---}} такой граф с наименьшим возможным числом рёбер, не содержащий изолированных вершин.  
+
Докажем достаточность. От противного: пусть существует непланарный граф, который не содержит подграфов, гомеоморфных <tex> K_{5} </tex> или <tex> K_{3, 3} </tex>. Пусть <tex> G </tex> {{---}} такой граф с наименьшим возможным числом рёбер, не содержащий изолированных вершин.  
 
=== G связен ===
 
=== G связен ===
 
Если <tex> G </tex>  не [[Отношение_связности,_компоненты_связности|связен]], то в силу минимальности <tex> G </tex> его компоненты связности планарны и, следовательно, сам граф <tex> G </tex> планарен.
 
Если <tex> G </tex>  не [[Отношение_связности,_компоненты_связности|связен]], то в силу минимальности <tex> G </tex> его компоненты связности планарны и, следовательно, сам граф <tex> G </tex> планарен.
Строка 77: Строка 77:
 
<b>Внешними частями</b> (англ. ''Outside parts'') будем называть внешние компоненты вместе со всеми рёбрами, соединяющими компоненту с вершинами цикла <tex>C</tex>, и инцидентными им вершинами , либо рёбра графа <tex>G'</tex>, лежащие снаружи от цикла <tex>C</tex> и соединяющие две вершины из <tex>C</tex>, вместе с инцидентными такому ребру вершинами.
 
<b>Внешними частями</b> (англ. ''Outside parts'') будем называть внешние компоненты вместе со всеми рёбрами, соединяющими компоненту с вершинами цикла <tex>C</tex>, и инцидентными им вершинами , либо рёбра графа <tex>G'</tex>, лежащие снаружи от цикла <tex>C</tex> и соединяющие две вершины из <tex>C</tex>, вместе с инцидентными такому ребру вершинами.
 
}}
 
}}
[[Файл:pict-1.jpg|center|200px|рис. 7]][[Файл:pict-2.jpg|center|125px|рис. 8]]
+
[[Файл:nb.pic.7.png|440px|рис. 7]]
 
{{Определение
 
{{Определение
 
|definition =
 
|definition =
Строка 98: Строка 98:
 
|proof =  
 
|proof =  
 
Если внешняя часть встречает цикл <tex>C</tex> точно в одной точке <tex>v</tex>, то <tex>v</tex> является точкой сочленения графа <tex>G</tex>, что невозможно.
 
Если внешняя часть встречает цикл <tex>C</tex> точно в одной точке <tex>v</tex>, то <tex>v</tex> является точкой сочленения графа <tex>G</tex>, что невозможно.
[[Файл:pict-3.jpg|center|рис. 9]]
+
 
 +
[[Файл:nb.pic.8.png|420px|рис. 8]]
 +
 
 
Таким образом, внешняя часть встречает цикл <tex>C</tex> не менее чем в двух точках. Если внешняя часть встречает цикл <tex>C</tex> в двух точках из <tex>C[a,b]</tex> (случай <tex>C[b,a]</tex> рассматривается аналогично), то в <tex>G'</tex> имеется цикл, содержащий внутри себя больше граней, чем цикл <tex>C</tex>, и проходящий через <tex>a</tex> и <tex>b</tex>, что невозможно.
 
Таким образом, внешняя часть встречает цикл <tex>C</tex> не менее чем в двух точках. Если внешняя часть встречает цикл <tex>C</tex> в двух точках из <tex>C[a,b]</tex> (случай <tex>C[b,a]</tex> рассматривается аналогично), то в <tex>G'</tex> имеется цикл, содержащий внутри себя больше граней, чем цикл <tex>C</tex>, и проходящий через <tex>a</tex> и <tex>b</tex>, что невозможно.
[[Файл:pict-4.jpg|center|рис. 10]]
+
 
 +
[[Файл:nb.pic.9.png|420px|рис. 9]]
 +
 
 
Итого, внешняя часть встречает цикл <tex>C</tex> хотя бы в двух точках, никакие две из которых не лежат в <tex>C[a,b]</tex> и <tex>C[b,a]</tex>. То есть ровно одна лежит в <tex>C(a,b)</tex> и ровно одна {{---}} в <tex>C(b,a)</tex>.
 
Итого, внешняя часть встречает цикл <tex>C</tex> хотя бы в двух точках, никакие две из которых не лежат в <tex>C[a,b]</tex> и <tex>C[b,a]</tex>. То есть ровно одна лежит в <tex>C(a,b)</tex> и ровно одна {{---}} в <tex>C(b,a)</tex>.
 
}}
 
}}
Строка 107: Строка 111:
 
Ввиду леммы 1 будем говорить, что любая внешняя часть является <b><tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющей частью</b> (англ. ''separating part''), поскольку она встречает и <tex>C(a,b)</tex>, и <tex>C(b,a)</tex>.
 
Ввиду леммы 1 будем говорить, что любая внешняя часть является <b><tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющей частью</b> (англ. ''separating part''), поскольку она встречает и <tex>C(a,b)</tex>, и <tex>C(b,a)</tex>.
 
}}  
 
}}  
Аналогично можно ввести понятие <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющей внутренней части. Заметим, что внутрення часть может встречать цикл <tex>C</tex>, вообще говоря, более чем в двух точках, но не менее чем в двух точках.
+
Аналогично можно ввести понятие <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющей внутренней части. Заметим, что внутренняя часть может встречать цикл <tex>C</tex>, вообще говоря, более чем в двух точках, но не менее чем в двух точках.
 
{{Лемма
 
{{Лемма
 
|about=2
 
|about=2
Строка 113: Строка 117:
 
Существует хотя бы одна <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющая внутренняя часть.
 
Существует хотя бы одна <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющая внутренняя часть.
 
|proof =
 
|proof =
Пусть, от противного, таких частей нет. Тогда, выходя из <tex>a</tex> внутри области, ограниченной <tex>C</tex>, и двигаясь вблизи от <tex>C</tex> по направлению обхода <tex>C</tex> и вблизи от встречающихся внутренних частей, можно уложить ребро <tex>e = ab</tex> внутри цикла <tex>C</tex>, т.е. <tex>G</tex> {{---}} планарный граф, что невозможно.[[Файл:pict-5.jpg|center|180px|рис. 11]]
+
Пусть, от противного, таких частей нет. Тогда, выходя из <tex>a</tex> внутри области, ограниченной <tex>C</tex>, и двигаясь вблизи от <tex>C</tex> по направлению обхода <tex>C</tex> и вблизи от встречающихся внутренних частей, можно уложить ребро <tex>e = ab</tex> внутри цикла <tex>C</tex>, т.е. <tex>G</tex> {{---}} планарный граф, что невозможно.
 +
 
 +
[[Файл:nb.pic.10.png|280px|рис. 10]]
 +
 
 
}}
 
}}
 
{{Лемма
 
{{Лемма
 
|about=3
 
|about=3
 
|statement =
 
|statement =
Существует внешняя часть, встречающая <tex>C(a,b)</tex> в точке <tex>c</tex> и <tex>C(b,a)</tex> {{---}} в точке <tex>d</tex>, для которой найдётся внутренняя часть, являющаяся одновременно <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющей и <tex>(c,d)</tex> {{---}} разделяющей.
+
Существует внешняя часть, встречающая <tex>C(a,b)</tex> в точке <tex>c</tex> и <tex>C(b,a)</tex> {{---}} в точке <tex>d</tex>, для которой найдётся внутренняя часть, являющаяся одновременно <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющей и <tex>(c,d)</tex> {{---}} разделяющей. <br>
[[Файл:pict-6.jpg|center|160px|рис. 12]]
+
 
 +
[[Файл:nb.pic.11.png|240px|рис. 11]]
 +
 
 
|proof =
 
|proof =
Пусть, от противного, лемма 3 неверна. Упорядочим <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющие внутренние части в порядке их прикрепления к циклу <tex>C</tex> при движении по циклу от <tex>a</tex> до <tex>b</tex> и обозначим их соответственно через <tex>In_{1},In_{2},...</tex> Пусть <tex>u_{1}</tex> и <tex>u_{2}</tex> {{---}} первая и последняя вершины из <tex>C(a,b)</tex>, в которых <tex>In_{1}</tex> встречает цикл <tex>C</tex>, а <tex>v_{1}</tex> и <tex>v_{2}</tex> {{---}} первая и последняя вершины из <tex>C(b,a)</tex>, в которых <tex>In_{1}</tex> встречает цикл <tex>C</tex> (возможно, вообще говоря, <tex>u_{1} = u_{2}</tex> или <tex>v_{1} = v_{2}</tex>). Поскольку лемма 3 неверна, для любой внешней части обе её вершины, в которых она встречает <tex>C</tex>, лежат либо на <tex>C[v_{2},u_{1}]</tex>, либо на <tex>C[u_{2},v_{1}]</tex>. Тогда снаружи цикла <tex>C</tex> можно провести жорданову кривую <tex>P</tex>, не пересекая рёбер графа <tex>G'</tex>, соединяющую <tex>v_{2}</tex> с <tex>u_{1}</tex>.
+
Пусть, от противного, лемма 3 неверна. Упорядочим <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющие внутренние части в порядке их прикрепления к циклу <tex>C</tex> при движении по циклу от <tex>a</tex> до <tex>b</tex> и обозначим их соответственно через <tex>In_{1},In_{2},\dots</tex> Пусть <tex>u_{1}</tex> и <tex>u_{2}</tex> {{---}} первая и последняя вершины из <tex>C(a,b)</tex>, в которых <tex>In_{1}</tex> встречает цикл <tex>C</tex>, а <tex>v_{1}</tex> и <tex>v_{2}</tex> {{---}} первая и последняя вершины из <tex>C(b,a)</tex>, в которых <tex>In_{1}</tex> встречает цикл <tex>C</tex> (возможно, вообще говоря, <tex>u_{1} = u_{2}</tex> или <tex>v_{1} = v_{2}</tex>). Поскольку лемма 3 неверна, для любой внешней части обе её вершины, в которых она встречает <tex>C</tex>, лежат либо на <tex>C[v_{2},u_{1}]</tex>, либо на <tex>C[u_{2},v_{1}]</tex>. Тогда снаружи цикла <tex>C</tex> можно провести жорданову кривую <tex>P</tex>, не пересекая рёбер графа <tex>G'</tex>, соединяющую <tex>v_{2}</tex> с <tex>u_{1}</tex>.
[[Файл:pict-7.jpg|center|200px|рис. 13]]
+
 
 +
[[Файл:nb.pic.12.png|310px|рис. 12]]
 +
 
 
Поскольку на участках <tex>C(u_{1},u_{2})</tex> и <tex>C(v_{1},v_{2})</tex> нет точек прикрепления внешних частей, используя жорданову кривую <tex>P</tex>, внутреннюю часть <tex>In_{1}</tex> можно перебросить ("вывернуть" наружу от цикла <tex>C</tex>) во внешнюю область цикла <tex>C</tex>, т.е. уложить её снаружи от цикла <tex>C</tex> и сделать её внешней частью.
 
Поскольку на участках <tex>C(u_{1},u_{2})</tex> и <tex>C(v_{1},v_{2})</tex> нет точек прикрепления внешних частей, используя жорданову кривую <tex>P</tex>, внутреннюю часть <tex>In_{1}</tex> можно перебросить ("вывернуть" наружу от цикла <tex>C</tex>) во внешнюю область цикла <tex>C</tex>, т.е. уложить её снаружи от цикла <tex>C</tex> и сделать её внешней частью.
 
Аналогично все остальные <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющие внутренние части можно перебросить во внешнюю область от цикла <tex>C</tex>. После этого точно так же, как в доказательстве леммы 2, ребро <tex>e = ab</tex> можно уложить внутри цикла <tex>C</tex>, так как не останется <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющих внутренних частей. Следовательно, мы получим укладку графа <tex>G</tex>, что невозможно.
 
Аналогично все остальные <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющие внутренние части можно перебросить во внешнюю область от цикла <tex>C</tex>. После этого точно так же, как в доказательстве леммы 2, ребро <tex>e = ab</tex> можно уложить внутри цикла <tex>C</tex>, так как не останется <tex>(a,b)</tex> {{---}} разделяющих внутренних частей. Следовательно, мы получим укладку графа <tex>G</tex>, что невозможно.
Строка 193: Строка 204:
 
==Источники информации==
 
==Источники информации==
 
*  [https://ru.wikipedia.org/wiki/Планарный_граф Википедия {{---}} Планарный граф]
 
*  [https://ru.wikipedia.org/wiki/Планарный_граф Википедия {{---}} Планарный граф]
*  [http://en.wikipedia.org/wiki/Kuratowski's_theorem Wikipedia {{---}} Kuratowski's_theorem]
+
*  [http://en.wikipedia.org/wiki/Kuratowski's_theorem Wikipedia {{---}} Kuratowski's theorem]
 
*  [http://acm.math.spbu.ru/~sk1/download/books/TheoremKuratowski.pdf "Вокруг критерия Куратовского планарности графов" (стр. 118)]  
 
*  [http://acm.math.spbu.ru/~sk1/download/books/TheoremKuratowski.pdf "Вокруг критерия Куратовского планарности графов" (стр. 118)]  
 
*  Асанов М., Баранский В., Расин В. {{---}}  Дискретная математика {{---}}  Графы, матроиды, алгоритмы
 
*  Асанов М., Баранский В., Расин В. {{---}}  Дискретная математика {{---}}  Графы, матроиды, алгоритмы

Текущая версия на 11:25, 9 июня 2019

Теорему доказал в 1927 году известный советский математик Лев Семенович Понтрягин, но не опубликовал. Независимо от Понтрягина в 1930 году доказательста нашел и впервые напечатал польский математик Казимир Куратовский. Первые доказательства теоремы Понтрягина-Куратовского были очень сложными. Сравнительно простое доказательство нашел в 1997 г. петербургский школьник Юрий Макарычев.

Теорема:
Граф планарен тогда и только тогда, когда он не содержит подграфов, гомеоморфных [math] K_{5} [/math] или [math] K_{3, 3} [/math] .
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Заметим, что из планарности графа следует планарность гомеоморфного графа и наоборот. В самом деле, пусть [math] G_1 [/math] — плоский граф. Если добавить на нужных ребрах вершины степени [math] 2 [/math] и удалить некотрые вершины степени [math] 2 [/math] в [math] G_1 [/math], получим укладку гомеоморфного графа [math] G_2 [/math]. Таким образом, доказательство необходимости следует из непланарности [math]K_5[/math] и [math]K_{3, 3}[/math].

Докажем достаточность. От противного: пусть существует непланарный граф, который не содержит подграфов, гомеоморфных [math] K_{5} [/math] или [math] K_{3, 3} [/math]. Пусть [math] G [/math] — такой граф с наименьшим возможным числом рёбер, не содержащий изолированных вершин.

G связен

Если [math] G [/math] не связен, то в силу минимальности [math] G [/math] его компоненты связности планарны и, следовательно, сам граф [math] G [/math] планарен.

G — обыкновенный граф

В самом деле, пусть в графе [math] G [/math] есть петля или кратное ребро [math] e [/math]. Тогда в силу минимальности [math] G [/math] граф [math] G - e [/math] планарен. Добавляя ребро [math] e [/math] к графу [math] G - e [/math] получим, что граф [math] G [/math] планарен.

G — блок

Пусть, от противного, в графе есть точка сочленения [math] v [/math]. Через [math] G_1 [/math] обозначим подграф графа [math] G [/math], порождённый вершинами одной из компонент связности графа [math] G - v[/math] и вершинной [math] v [/math], а через [math] G_2 [/math] подграф графа [math] G [/math], порождённый вершинами остальных компонент связности графа [math] G - v [/math] и вершиной [math] v [/math].

В силу минимальности [math] G [/math], [math] G_1 [/math] и [math] G_2 [/math] — планарны.

рис. 1

Возьмём укладку графа [math] G_1 [/math] на плоскости такую, что вершина [math] v [/math] лежит на границе внешней грани. Ее можно получить, взяв любую укладку [math] G_1 [/math] на плоскости, по ней построив укладку на шаре, используя обратную стереографическую проекцию[1], потом повернуть сферу так, чтоб [math] v [/math] оказалась на внешней грани стереографической проекции повернутого шара.

Затем во внешней грани графа [math] G_1 [/math] возьмём укладку графа [math] G_2 [/math] такую, что вершина [math] v [/math] будет представлена на плоскости в двух экземплярах.

рис. 2

Соединим два экземпляра вершины [math] v [/math] пучком жордановых линий, не допуская лишних пересечений с укладками графов [math] G_1 [/math] и [math] G_2 [/math], состоящим из такого количества линий, какова степень вершины [math] v [/math] в графе [math] G_2 [/math]. Далее отбросим вхождение вершины [math] v [/math] в граф [math] G_2 [/math], заменяя инцидентные ей рёбра на жордановы линии, полученные из линий указанного пучка и рёбер.

рис. 3

Таким образом мы получили укладку графа [math] G [/math] на плоскости, что невозможно.

В G нет мостов

Граф [math] G [/math] не равен [math] K_2 [/math] и в нем нет точек сочленения, следовательно в [math] G [/math] нет мостов.

В G' существует цикл, содержащий вершины a и b

Пусть [math] e = ab [/math] — произвольное ребро графа [math] G [/math], [math] G' = G - e [/math].

  1. граф [math] G' [/math] планарен в силу минимальности графа [math] G [/math].
  2. граф [math] G' [/math] связен в силу отсутствия в графе [math] G [/math] мостов.

Пусть [math] a [/math] и [math] b [/math] лежат в одном блоке [math] B [/math] графа [math] G' [/math].

  1. Если [math]|VB| \geqslant 3[/math], то существует цикл графа G', содержащий вершины [math] a [/math] и [math] b [/math].
  2. Если [math] |VB| = 2 [/math], то в [math] B [/math] имеется ребро [math] e' = ab [/math], но тогда в [math] G [/math] имеются кратные рёбра [math] e [/math] и [math] e' [/math], что невозможно.
  3. Если вершины [math] a [/math] и [math] b [/math] лежат в разных блоках графа [math] G' [/math], что существует точка сочленения [math] v [/math], принадлежащая любой простой [math] (a, b) [/math] — цепи графа [math] G' [/math]. Через [math] G'_1 [/math] обозначим подграф графа [math] G' [/math], порождённый вершиной [math] v [/math] и вершинами компоненты связности графа [math] G' - v [/math], содержащей [math] a [/math], а через [math] G'_2 [/math] — подграф графа [math] G' [/math], порождённый вершиной [math] v [/math] и вершинами остальных компонент связности графа [math] G' - v [/math] (в этом множестве лежит вершина [math] b [/math]). Пусть [math] G''_1 = G'_1 + e_1 [/math], где [math] e_1 = vb [/math] — новое ребро.

рис. 4

Заметим, что в графе [math] G''_1 [/math] рёбер меньше, чем в графе [math] G [/math]. Действительно, вместо ребра [math] e [/math] в [math] G''_1 [/math] есть ребро [math] e_1 [/math] и часть рёбер из графа [math] G [/math] осталась в графе [math] G''_2 [/math]. Аналогично, в графе [math] G''_2 [/math] рёбер меньше, чем в графе [math] G [/math].
Теперь в силу минимальности графа [math] G [/math] графы [math] G''_1 [/math] и [math] G''_2 [/math] планарны. Возьмем укладку графа [math] G''_1 [/math] на плоскости такую, что ребро [math] e_1 = av [/math] лежит на границе внешней грани(ее существование доказывается аналогично существованию такой укладки для вершины графа). Во внешней грани графа [math] G''_1 [/math] возьмем укладку графа [math] G''_2 [/math] такую, что ребро [math] e_2 = vb [/math] лежит па границе внешней грани.

рис. 5

Отметим, что опять вершина [math] v [/math] представлена на плоскости в двух экземплярах. Очевидно, добавление ребра [math] e = ab [/math] не меняет планарности графа [math] G''_1 U G''_2[/math]. Склеим оба вхождения вершины [math] v [/math] точно так же, как это мы сделали в предыдущем пункте доказательства.

рис. 6

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

Вспомогательные определения и утверждение об одновременно разделяющейся внутренней части

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

Определение:
Внешним графом (англ. Outside graph) (относительно цикла [math]C[/math]) будем называть подграф графа [math]G'[/math], порождённый всеми вершинами графа [math]G'[/math], лежащими снаружи от цикла [math]C[/math].


Определение:
Внешними компонентами (англ. Outside components) будем называть компоненты связности внешнего графа.

В силу связности графа [math]G'[/math] для любой внешней компоненты должны существовать рёбра в [math]G'[/math], соединяющие её с вершинами цикла [math]C[/math].

Определение:
Внешними частями (англ. Outside parts) будем называть внешние компоненты вместе со всеми рёбрами, соединяющими компоненту с вершинами цикла [math]C[/math], и инцидентными им вершинами , либо рёбра графа [math]G'[/math], лежащие снаружи от цикла [math]C[/math] и соединяющие две вершины из [math]C[/math], вместе с инцидентными такому ребру вершинами.

рис. 7

Определение:
Внутренним графом (англ. Inside graph) (относительно цикла [math]C[/math]) будем называть подграф графа [math]G'[/math], порождённый всеми вершинами графа [math]G'[/math], лежащими внутри цикла [math]C[/math].


Определение:
Внутренними компонентами (англ. Inside components) будем называть компоненты связности внутреннего графа.

В силу связности графа [math]G'[/math] для любой внутренней компоненты должны существовать рёбра в [math]G'[/math], соединяющие её с вершинами цикла [math]C[/math].

Определение:
Внутренними частями (англ. Inside parts) будем называть внутренние компоненты вместе со всеми рёбрами, соединяющими компоненту с вершинами цикла [math]C[/math], и инцидентными им вершинами, либо рёбра графа [math]G'[/math], лежащие внутри цикла [math]C[/math] и соединяющие две вершины из [math]C[/math], вместе с инцидентными такому ребру вершинами

Будем говорить, что внешняя (внутренняя) часть встречает цикл [math]C[/math] в своих точках прикрепления к циклу [math]C[/math].

Лемма (1):
Любая внешняя часть встречает цикл [math]C[/math] точно в двух точках, одна из которых лежит в [math]C(a,b)[/math], а другая — в [math]C(b,a)[/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Если внешняя часть встречает цикл [math]C[/math] точно в одной точке [math]v[/math], то [math]v[/math] является точкой сочленения графа [math]G[/math], что невозможно.

рис. 8

Таким образом, внешняя часть встречает цикл [math]C[/math] не менее чем в двух точках. Если внешняя часть встречает цикл [math]C[/math] в двух точках из [math]C[a,b][/math] (случай [math]C[b,a][/math] рассматривается аналогично), то в [math]G'[/math] имеется цикл, содержащий внутри себя больше граней, чем цикл [math]C[/math], и проходящий через [math]a[/math] и [math]b[/math], что невозможно.

рис. 9

Итого, внешняя часть встречает цикл [math]C[/math] хотя бы в двух точках, никакие две из которых не лежат в [math]C[a,b][/math] и [math]C[b,a][/math]. То есть ровно одна лежит в [math]C(a,b)[/math] и ровно одна — в [math]C(b,a)[/math].
[math]\triangleleft[/math]
Определение:
Ввиду леммы 1 будем говорить, что любая внешняя часть является [math](a,b)[/math] — разделяющей частью (англ. separating part), поскольку она встречает и [math]C(a,b)[/math], и [math]C(b,a)[/math].

Аналогично можно ввести понятие [math](a,b)[/math] — разделяющей внутренней части. Заметим, что внутренняя часть может встречать цикл [math]C[/math], вообще говоря, более чем в двух точках, но не менее чем в двух точках.

Лемма (2):
Существует хотя бы одна [math](a,b)[/math] — разделяющая внутренняя часть.
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Пусть, от противного, таких частей нет. Тогда, выходя из [math]a[/math] внутри области, ограниченной [math]C[/math], и двигаясь вблизи от [math]C[/math] по направлению обхода [math]C[/math] и вблизи от встречающихся внутренних частей, можно уложить ребро [math]e = ab[/math] внутри цикла [math]C[/math], т.е. [math]G[/math] — планарный граф, что невозможно.

рис. 10
[math]\triangleleft[/math]
Лемма (3):
Существует внешняя часть, встречающая [math]C(a,b)[/math] в точке [math]c[/math] и [math]C(b,a)[/math] — в точке [math]d[/math], для которой найдётся внутренняя часть, являющаяся одновременно [math](a,b)[/math] — разделяющей и [math](c,d)[/math] — разделяющей.
рис. 11
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Пусть, от противного, лемма 3 неверна. Упорядочим [math](a,b)[/math] — разделяющие внутренние части в порядке их прикрепления к циклу [math]C[/math] при движении по циклу от [math]a[/math] до [math]b[/math] и обозначим их соответственно через [math]In_{1},In_{2},\dots[/math] Пусть [math]u_{1}[/math] и [math]u_{2}[/math] — первая и последняя вершины из [math]C(a,b)[/math], в которых [math]In_{1}[/math] встречает цикл [math]C[/math], а [math]v_{1}[/math] и [math]v_{2}[/math] — первая и последняя вершины из [math]C(b,a)[/math], в которых [math]In_{1}[/math] встречает цикл [math]C[/math] (возможно, вообще говоря, [math]u_{1} = u_{2}[/math] или [math]v_{1} = v_{2}[/math]). Поскольку лемма 3 неверна, для любой внешней части обе её вершины, в которых она встречает [math]C[/math], лежат либо на [math]C[v_{2},u_{1}][/math], либо на [math]C[u_{2},v_{1}][/math]. Тогда снаружи цикла [math]C[/math] можно провести жорданову кривую [math]P[/math], не пересекая рёбер графа [math]G'[/math], соединяющую [math]v_{2}[/math] с [math]u_{1}[/math].

рис. 12

Поскольку на участках [math]C(u_{1},u_{2})[/math] и [math]C(v_{1},v_{2})[/math] нет точек прикрепления внешних частей, используя жорданову кривую [math]P[/math], внутреннюю часть [math]In_{1}[/math] можно перебросить ("вывернуть" наружу от цикла [math]C[/math]) во внешнюю область цикла [math]C[/math], т.е. уложить её снаружи от цикла [math]C[/math] и сделать её внешней частью.

Аналогично все остальные [math](a,b)[/math] — разделяющие внутренние части можно перебросить во внешнюю область от цикла [math]C[/math]. После этого точно так же, как в доказательстве леммы 2, ребро [math]e = ab[/math] можно уложить внутри цикла [math]C[/math], так как не останется [math](a,b)[/math] — разделяющих внутренних частей. Следовательно, мы получим укладку графа [math]G[/math], что невозможно.
[math]\triangleleft[/math]


Разбор случаев взаимного положения вершин a, b, c, d, u1, u2, v1, v2

  • Пусть пара вершин [math]\ v_1 [/math] и [math]\ v_2 [/math] является [math](a, b)[/math] — разделяющей.
    Тогда, в частности, [math]v_2 \ne a[/math] и [math] v_1 \ne b[/math].
    В этом случае граф [math]G[/math] содержит подграф, гомеоморфный [math]\ K_{3,3} [/math] (отметим, что в [math] In [/math] существует простая [math](v_1, v_2)[/math] — цепь).
рис. 7.1
  • Пусть пара вершин [math]v_1[/math] и [math]v_2[/math] не является [math](a, b)[/math] — разделяющей.
    Тогда [math]v_1, v_2[/math] лежат на [math]C[a, b][/math] или на [math]C[b, a][/math].
    Без ограничения общности будет считать, что [math]v_1[/math] и [math]v_2[/math] лежат на [math]C[a, b][/math].

    1. Пусть [math]v_1[/math] и [math]v_2[/math] лежат на [math]C(a, b)[/math], т.е. [math]v_1 \ne b[/math] и [math]v_2 \ne a[/math].
      1. Пусть [math]u_2[/math] лежит на [math]C(d, a)[/math].
        Тогда в графе [math]G[/math] имеется подграф, гомеоморфный [math]K_{3,3}[/math].
        рис. 7.3
      2. Пусть [math]u_2 = d[/math].
        Тогда во внешней части [math]In[/math] имеется вершина [math]w[/math] и три простые цепи от [math]w[/math] соответственно до [math]d, v_1, v_2[/math], которые в качестве общей точки имеют только точку [math]w[/math].
        В этом случае в графе [math]G[/math] имеется подграф, гомеоморфный [math]K_{3,3}[/math].
        рис. 7.4
      3. Пусть [math]u_2[/math] лежит на [math]C(b, d)[/math].
        Тогда в графе [math]G[/math] есть подграф, гомеоморфный [math]K_{3,3}[/math].
        рис. 7.5

      Теперь рассмотрим случаи (2 и 3), когда хотя бы одна из вершин [math]v_1[/math] и [math]v_2[/math] не лежит на [math]С(a, b)[/math].
      Без ограничения общности будем считать, что это вершина [math]v_1[/math], т.е [math]v_1 = b[/math](поскольку [math]v_1[/math] лежит на [math]C[a, b][/math]).

    2. Пусть [math]v_2 \ne a[/math].
      1. Пусть [math]u_2[/math] лежит на [math]C(d, a)[/math].
        Тогда в графе [math]G[/math] есть пограф, гомеоморфный [math]K_{3,3}[/math].
        рис. 7.6
      2. Пусть [math]u_2 = d[/math].
        Тогда в графе [math]G[/math] имеется подграф, гомеоморфный [math]K_{3,3}[/math].
        рис. 7.7
      3. Пусть [math]u_2[/math] лежит на [math]C(b, d)[/math].
        Тогда в графе [math]G[/math] имеется подграф, гомеоморфный [math]K_{3,3}[/math].
        рис. 7.8


    3. Пусть [math]v_2 = a[/math].
      рис. 7.9
      Рассмотрим теперь пару вершин [math]u_1[/math] и [math]u_2[/math].
      Будем считать, что [math]u_1 = c[/math] и [math]u_2 = d[/math], поскольку все другие случаи расположения вершин [math]u_1[/math] и [math]u_2[/math] так же, как были рассмотрены все случаи расположения [math]v_1[/math] и [math]v_2[/math].
      Пусть [math]P_1[/math] и [math]P_2[/math] — соответственно кратчайшие простые [math](a, b)[/math] — цепь и [math](c, d)[/math]-цепь по внутренней части [math]In[/math].
      рис. 7.10
      Заметим, что [math]P_1[/math] и [math]P_2[/math] имеют общую точку.

      1. Пусть цепи [math]P_1[/math] и [math]P_2[/math] имеют более одной общей точки.
        Тогда в графе [math]G[/math] есть подграф, гомеоморфный [math]K_{3,3}[/math].
        рис. 7.11
      2. Пусть цепи [math]P_1[/math] и [math]P_2[/math] имеют точно одну общую точку [math]w[/math].
        Тогда в графе [math]G[/math] есть подграф, гомеоморфный [math]K_5[/math].
        рис. 7.12
Таким образом, доказано, что в графе [math]G[/math] имеется подграф, гомеоморфный [math]K_{3,3}[/math] или [math]K_5[/math], что противоречит нашему первому предположению.
[math]\triangleleft[/math]

См. также[править]

Примечания[править]

Источники информации[править]