Теорема Татта о существовании регулярного графа заданного размера с заданным обхватом — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
Строка 16: Строка 16:
  
 
Докажем, что <tex>G</tex> {{---}} регулярный граф степени <tex>k</tex>.
 
Докажем, что <tex>G</tex> {{---}} регулярный граф степени <tex>k</tex>.
 +
 +
Предположим, что это не так и рассмотрим пару его максимально удаленных вершин степени менее <tex>k</tex>: пусть это будут вершины <tex>x</tex> и <tex>y</tex> (если вершина степени менее <tex>k</tex> в графе всего одна, то <tex>x =
 +
y</tex>).
 +
 +
Если <tex>dist_G(x, y) \geqslant g - 1</tex>, то соединим их ребром и получим граф <tex>G' = G \cup xy, G'\in G_{set}(g, n, k)</tex>, при этом <tex>|E(G')| > |E(G)|</tex> (так как в графе <tex>G'</tex> есть все те рёбра, которые есть в <tex>G</tex>, и ребро <tex>xy</tex>). Значит, граф <tex>G</tex> не может быть выбран из множества <tex>G_{set}(g, n, k)</tex>, так как у него не максимальное количество рёбер.
  
  
 
}}
 
}}

Версия 22:26, 14 ноября 2017

Определение:
Обхват(англ. girth) графа [math]G[/math] (обозначается [math]g(G)[/math]) — это длина наименьшего простого цикла в графе [math]G[/math]


Теорема (В. Татт, о существовании регулярного графа заданного размера с заданным обхватом):
Пусть [math] k, g, n \in [/math] [math] \mathbb{N} [/math], причём [math] k, n \geqslant 3, n \gt \dfrac{k(k-1)^{g-1} - 2}{k - 2}, kn [/math] чётно. Тогда существует [math]k[/math]-регулярный граф [math]G[/math] c обхватом [math]g(G) = g[/math] и количеством вершин [math] |V| = n[/math]
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Доказательство: Пусть [math]G_{set}(g, n, k)[/math] — семейство всех графов с [math]n[/math] вершинами, обхватом [math]g[/math] и максимальной степенью вершин не более [math]k[/math]. При [math]n[/math] > [math]g[/math] очевидно, что [math]G_{set}(g, n, k) \neq \emptyset[/math]: например, этому множеству принадлежит граф, состоящий из простого цикла на [math]g[/math] вершинах и [math]n - g[/math] изолированных вершин.

Пусть [math]v_{\lt k}(G)[/math] — количество вершин степени меньше [math]k[/math]в графе [math]G[/math], а [math]dist_{\lt k}(G)[/math] — максимальное из расстояний между парами вершин степени менее [math]k[/math] в графе [math]G[/math]. (при [math]v_{\lt k}(G) \lt 2[/math], положим [math]dist_{\lt k}(G) = 0[/math]). Выберем в [math]G_{set}(g, n, k)[/math] граф следующим образом: сначала выберем все графы с максимальным количеством рёбер, затем из них выберем графы с максимальным [math]v_{\lt k}[/math], и, наконец, из оставшихся выберем граф [math]G[/math] c максимальным [math]dist_{\lt k}(G)[/math].

Докажем, что [math]G[/math] — регулярный граф степени [math]k[/math].

Предположим, что это не так и рассмотрим пару его максимально удаленных вершин степени менее [math]k[/math]: пусть это будут вершины [math]x[/math] и [math]y[/math] (если вершина степени менее [math]k[/math] в графе всего одна, то [math]x = y[/math]).

Если [math]dist_G(x, y) \geqslant g - 1[/math], то соединим их ребром и получим граф [math]G' = G \cup xy, G'\in G_{set}(g, n, k)[/math], при этом [math]|E(G')| \gt |E(G)|[/math] (так как в графе [math]G'[/math] есть все те рёбра, которые есть в [math]G[/math], и ребро [math]xy[/math]). Значит, граф [math]G[/math] не может быть выбран из множества [math]G_{set}(g, n, k)[/math], так как у него не максимальное количество рёбер.
[math]\triangleleft[/math]