Викиконспекты - Вклад участника [ru]

Теорема Фари

2013-11-11T19:24:59Z

178.71.128.14:

Теорема была независимо доказана Клаусом Вагнером в 1936 года, Иштваном Фари в 1948ом году и Штейном в 1951ом году.

==Определения==
{{Определение
|id=def1
|definition=Триангуляция графа — представление графа на плоскости в таком виде, что каждая его грань ограничена тремя ребрами (является треугольником).
}}

{{Определение
|id=def1
|definition=Разделяющий треугольник — цикл длины 3 в графе G, внутри и снаружи которого находятся вершины графа.
}}

Разделяющий треугольник представлен на рисунке 1.

==Теорема==

{{Теорема
|about=Фари
|statement= Любой планарный граф имеет представление на плоскости, в котором все его ребра будут прямыми.
|proof=
Докажем теорему для плоской триангуляции графа G. Ее можно достичь, добавив в G необходимое количество ребер. Применим индукцию по числу вершин V(G). Предположим, что графы с числом вершин, меньшим V, мы можем нарисовать требуемым образом.
База: V=3 — тривиально
Переход: V>=4

Рассмотрим ребро vw. Если в G нет разделяющих треугольников, то vw – любое. Иначе vw – ребро, инцидентное вершине, находящейся внутри самого глубокого разделяющего треуголька в G. Тогда vw – граница двух граней vwp & vwq. Картинка 2. Если vw не в разделяющем треугольнике p & q – любые общие соседи v и w.
Пусть (vp, vw, vq, vx_1, vx_2 … vx_k) & (wq, wv, wp, wy_1, wy_2 … wy_l) – обход по часовой стрелке ребер, исходящих соостветсвенно из v и w.
Пусть G' – планарная триангуляция, полученная из G стягиванием ребра vw в вершину s. Заменим пары параллельных ребер vq & wq на sq и vp & wp на sp. Получим вершину s, из которой исходят ребра (sp, sy_1, sy_2 … sy_l, sq, sx_1, sx_2 … sx_k) – по часовой стрелке. Картинка 3.
Мы получили граф G', с меньшим числом вершин = V - 1 — то есть его можно уложить на плоскости требуемым образом: все ребра прямые (и сохранен обход по часовой стрелке ребер инцидентных s).
Для любого E>0 обозначим C_E(s) — круг радиуса E, с вершиной s в центре.
Для каждого соседа t вершины s в графе G' обозначим R_E(t) область, содержащую множество всех окрытых отрезков от t до каждой точки из C_E(s).

Возьмем E равным минимуму из всех расстояний от вершины s до инцидентных ей вершин и до отрезков, проходящих мимо нее . Картинка 4.2
Тогда получим, что все соседи t вершины s находятся снаружи C_E(s) и только ребра G', пересекающие R_E(t), являются инцидентными s. Картинка 4.1

Проведем линию L через вершину s так, чтобы вершина p лежла с одной ее стороны, а q — с другой (иначе L наложится на ребра sp & sq. ), и L никакое из ребер {sx_i : 1<i<k} и {sy_i : 1<i<l} не лежало на ней.
Ребра sq & sq разбивают C_E(s) на две дуги: первая пересекает ребра {sx_i : 1<i<k}, а вторая — ребра {sy_i : 1<i<l}.
L пересекает C_E(s) в двух точках. Расположим v & w в этих точках: v на дуге, пересекающей {sx_i : 1<i<k}, а w с другой стороны. Картинка 5.
Удалим s и инцидентные ей ребра, нарисуем прямые ребра G, инцидентные v и w. Картинка 6.
Получим, что vw лежит на L. Так как p и q лежат с разных сторон L, ребра, инцидентные v и w, не пересекаются.
По выбору E, ребра, инцидентные v и w, не пересекают и другие ребра G. Таким образом желаемая укладка графа G достигнута.
Теперь мы можем удалить триангуляцию графа, оставив в графе лишь исходные (уже прямые) ребра.
}}

Теорема Фари

2013-11-11T19:24:37Z

178.71.128.14:

Теорема была независимо доказана Клаусом Вагнером в 1936 года, Иштваном Фари в 1948ом году и Штейном в 1951ом году.

==Определения==
{{Определение
|id=def1
|definition=Триангуляция графа — представление графа на плоскости в таком виде, что каждая его грань ограничена тремя ребрами (является треугольником).
}}

{{Определение
|id=def1
|definition=Разделяющий треугольник — цикл длины 3 в графе G, внутри и снаружи которого находятся вершины графа.
}}

Разделяющий треугольник представлен на рисунке 1.

==Теорема==

{{Теорема
|about=Фари
|statement= Любой планарный граф имеет представление на плоскости, в котором все его ребра будут прямыми.
|proof=
Докажем теорему для плоской триангуляции графа G. Ее можно достичь, добавив в G необходимое количество ребер. Применим индукцию по числу вершин V(G). Предположим, что графы с числом вершин, меньшим V, мы можем нарисовать требуемым образом.
База: V=3 — тривиально
Переход: V>=4

Рассмотрим ребро vw. Если в G нет разделяющих треугольников, то vw – любое. Иначе vw – ребро, инцидентное вершине, находящейся внутри самого глубокого разделяющего треуголька в G. Тогда vw – граница двух граней vwp & vwq. Картинка 2. Если vw не в разделяющем треугольнике p & q – любые общие соседи v и w.
Пусть (vp, vw, vq, vx_1, vx_2 … vx_k) & (wq, wv, wp, wy_1, wy_2 … wy_l) – обход по часовой стрелке ребер, исходящих соостветсвенно из v и w.
Пусть G' – планарная триангуляция, полученная из G стягиванием ребра vw в вершину s. Заменим пары параллельных ребер vq & wq на sq и vp & wp на sp. Получим вершину s, из которой исходят ребра (sp, sy_1, sy_2 … sy_l, sq, sx_1, sx_2 … sx_k) – по часовой стрелке. Картинка 3.
Мы получили граф G', с меньшим числом вершин = V - 1 — то есть его можно уложить на плоскости требуемым образом: все ребра прямые (и сохранен обход по часовой стрелке ребер инцидентных s).
Для любого E>0 обозначим C_E(s) — круг радиуса E, с вершиной s в центре.
Для каждого соседа t вершины s в графе G' обозначим R_E(t) область, содержащую множество всех окрытых отрезков от t до каждой точки из C_E(s).

Возьмем E равным минимуму из всех расстояний от вершины s до инцидентных ей вершин и до отрезков, проходящих мимо нее . Картинка 4.2
Тогда получим, что все соседи t вершины s находятся снаружи C_E(s) и только ребра G', пересекающие R_E(t), являются инцидентными s. Картинка 4.1

Проведем линию L через вершину s так, чтобы вершина p лежла с одной ее стороны, а q — с другой (иначе L наложится на ребра sp & sq. ), и L никакое из ребер {sx_i : 1<i<k} и {sy_i : 1<i<l} не лежало на ней.
Ребра sq & sq разбивают C_E(s) на две дуги: первая пересекает ребра {sx_i | 1<i<k}, а вторая — ребра {sy_i : 1<i<l}.
L пересекает C_E(s) в двух точках. Расположим v & w в этих точках: v на дуге, пересекающей {sx_i : 1<i<k}, а w с другой стороны. Картинка 5.
Удалим s и инцидентные ей ребра, нарисуем прямые ребра G, инцидентные v и w. Картинка 6.
Получим, что vw лежит на L. Так как p и q лежат с разных сторон L, ребра, инцидентные v и w, не пересекаются.
По выбору E, ребра, инцидентные v и w, не пересекают и другие ребра G. Таким образом желаемая укладка графа G достигнута.
Теперь мы можем удалить триангуляцию графа, оставив в графе лишь исходные (уже прямые) ребра.
}}

Теорема Фари

2013-11-11T19:24:10Z

178.71.128.14:

Теорема была независимо доказана Клаусом Вагнером в 1936 года, Иштваном Фари в 1948ом году и Штейном в 1951ом году.

==Определения==
{{Определение
|id=def1
|definition=Триангуляция графа — представление графа на плоскости в таком виде, что каждая его грань ограничена тремя ребрами (является треугольником).
}}

{{Определение
|id=def1
|definition=Разделяющий треугольник — цикл длины 3 в графе G, внутри и снаружи которого находятся вершины графа.
}}

Разделяющий треугольник представлен на рисунке 1.

==Теорема==

{{Теорема
|about=Фари
|statement= Любой планарный граф имеет представление на плоскости, в котором все его ребра будут прямыми.
|proof=
Докажем теорему для плоской триангуляции графа G. Ее можно достичь, добавив в G необходимое количество ребер. Применим индукцию по числу вершин V(G). Предположим, что графы с числом вершин, меньшим V, мы можем нарисовать требуемым образом.
База: V=3 — тривиально
Переход: V>=4

Рассмотрим ребро vw. Если в G нет разделяющих треугольников, то vw – любое. Иначе vw – ребро, инцидентное вершине, находящейся внутри самого глубокого разделяющего треуголька в G. Тогда vw – граница двух граней vwp & vwq. Картинка 2. Если vw не в разделяющем треугольнике p & q – любые общие соседи v и w.
Пусть (vp, vw, vq, vx_1, vx_2 … vx_k) & (wq, wv, wp, wy_1, wy_2 … wy_l) – обход по часовой стрелке ребер, исходящих соостветсвенно из v и w.
Пусть G' – планарная триангуляция, полученная из G стягиванием ребра vw в вершину s. Заменим пары параллельных ребер vq & wq на sq и vp & wp на sp. Получим вершину s, из которой исходят ребра (sp, sy_1, sy_2 … sy_l, sq, sx_1, sx_2 … sx_k) – по часовой стрелке. Картинка 3.
Мы получили граф G', с меньшим числом вершин = V - 1 — то есть его можно уложить на плоскости требуемым образом: все ребра прямые (и сохранен обход по часовой стрелке ребер инцидентных s).
Для любого E>0 обозначим C_E(s) — круг радиуса E, с вершиной s в центре.
Для каждого соседа t вершины s в графе G' обозначим R_E(t) область, содержащую множество всех окрытых отрезков от t до каждой точки из C_E(s).

Возьмем E равным минимуму из всех расстояний от вершины s до инцидентных ей вершин и до отрезков, проходящих мимо нее . Картинка 4.2
Тогда получим, что все соседи t вершины s находятся снаружи C_E(s) и только ребра G', пересекающие R_E(t), являются инцидентными s. Картинка 4.1

Проведем линию L через вершину s так, чтобы вершина p лежла с одной ее стороны, а q — с другой (иначе L наложится на ребра sp & sq. ), и L никакое из ребер {sx_i : 1<i<k} и {sy_i : 1<i<l} не лежало на ней.
Ребра sq & sq разбивают C_E(s) на две дуги: первая пересекает ребра {sx_i | 1<i<k}, а вторая — ребра {sy_i | 1<i<l}.
L пересекает C_E(s) в двух точках. Расположим v & w в этих точках: v на дуге, пересекающей {sx_i | 1<i<k}, а w с другой стороны. Картинка 5.
Удалим s и инцидентные ей ребра, нарисуем прямые ребра G, инцидентные v и w. Картинка 6.
Получим, что vw лежит на L. Так как p и q лежат с разных сторон L, ребра, инцидентные v и w, не пересекаются.
По выбору E, ребра, инцидентные v и w, не пересекают и другие ребра G. Таким образом желаемая укладка графа G достигнута.
Теперь мы можем удалить триангуляцию графа, оставив в графе лишь исходные (уже прямые) ребра.
}}

Теорема Фари

2013-11-11T19:23:07Z

178.71.128.14: Новая страница: «Теорема была независимо доказана Клаусом Вагнером в 1936 года, Иштваном Фари в 1948ом году и ...»

Теорема была независимо доказана Клаусом Вагнером в 1936 года, Иштваном Фари в 1948ом году и Штейном в 1951ом году.

==Определения==
{{Определение
|id=def1
|definition=Триангуляция графа — представление графа на плоскости в таком виде, что каждая его грань ограничена тремя ребрами (является треугольником).
}}

{{Определение
|id=def1
|definition=Разделяющий треугольник — цикл длины 3 в графе G, внутри и снаружи которого находятся вершины графа.
}}

Разделяющий треугольник представлен на рисунке 1.

==Теорема==

{{Теорема
|about=Фари
|statement= Любой планарный граф имеет представление на плоскости, в котором все его ребра будут прямыми.
|proof=
Докажем теорему для плоской триангуляции графа G. Ее можно достичь, добавив в G необходимое количество ребер. Применим индукцию по числу вершин V(G). Предположим, что графы с числом вершин, меньшим V, мы можем нарисовать требуемым образом.
База: V=3 — тривиально
Переход: V>=4

Рассмотрим ребро vw. Если в G нет разделяющих треугольников, то vw – любое. Иначе vw – ребро, инцидентное вершине, находящейся внутри самого глубокого разделяющего треуголька в G. Тогда vw – граница двух граней vwp & vwq. Картинка 2. Если vw не в разделяющем треугольнике p & q – любые общие соседи v и w.
Пусть (vp, vw, vq, vx_1, vx_2 … vx_k) & (wq, wv, wp, wy_1, wy_2 … wy_l) – обход по часовой стрелке ребер, исходящих соостветсвенно из v и w.
Пусть G' – планарная триангуляция, полученная из G стягиванием ребра vw в вершину s. Заменим пары параллельных ребер vq & wq на sq и vp & wp на sp. Получим вершину s, из которой исходят ребра (sp, sy_1, sy_2 … sy_l, sq, sx_1, sx_2 … sx_k) – по часовой стрелке. Картинка 3.
Мы получили граф G', с меньшим числом вершин = V - 1 — то есть его можно уложить на плоскости требуемым образом: все ребра прямые (и сохранен обход по часовой стрелке ребер инцидентных s).
Для любого E>0 обозначим C_E(s) — круг радиуса E, с вершиной s в центре.
Для каждого соседа t вершины s в графе G' обозначим R_E(t) область, содержащую множество всех окрытых отрезков от t до каждой точки из C_E(s).

Возьмем E равным минимуму из всех расстояний от вершины s до инцидентных ей вершин и до отрезков, проходящих мимо нее . Картинка 4.2
Тогда получим, что все соседи t вершины s находятся снаружи C_E(s) и только ребра G', пересекающие R_E(t), являются инцидентными s. Картинка 4.1

Проведем линию L через вершину s так, чтобы вершина p лежла с одной ее стороны, а q — с другой (иначе L наложится на ребра sp & sq. ), и L никакое из ребер {sx_i | 1<i<k} и {sy_i | 1<i<l} не лежало на ней.
Ребра sq & sq разбивают C_E(s) на две дуги: первая пересекает ребра {sx_i | 1<i<k}, а вторая — ребра {sy_i | 1<i<l}.
L пересекает C_E(s) в двух точках. Расположим v & w в этих точках: v на дуге, пересекающей {sx_i | 1<i<k}, а w с другой стороны. Картинка 5.
Удалим s и инцидентные ей ребра, нарисуем прямые ребра G, инцидентные v и w. Картинка 6.
Получим, что vw лежит на L. Так как p и q лежат с разных сторон L, ребра, инцидентные v и w, не пересекаются.
По выбору E, ребра, инцидентные v и w, не пересекают и другие ребра G. Таким образом желаемая укладка графа G достигнута.
Теперь мы можем удалить триангуляцию графа, оставив в графе лишь исходные (уже прямые) ребра.
}}