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稀疏图的k-frugal列表染色  PDF

  • 房启明
  • 张莉
同济大学 数学科学学院,上海200092

中图分类号: o157.5

最近更新:2022-12-22

DOI:10.11908/j.issn.0253-374x.21241

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摘要

Gk-frugal列表色数一般记作chkG,关于稀疏的k-frugal列表色数上界,有以下3个结论: k3,如果图G满足madG<3-a(其中0<a13)且ΔGk+3a-3,则chkG=k-1+1 k4,如果图G满足madG<3,则chkGk-1+2 k4,如果图G满足madG<103,则chkGk-1+3

本文仅讨论无向的有限的简单图,未提及的定义和定理参见文献[

1]。对于一个点v,用dG(v)NG(v)(不造成歧义的情况下可以简写为d(v)N(v))来定义点v的度数和点v的邻点集合。对于图G,分别用V(G)E(G)Δ(G)δ(G)g(G)来定义它的点集、边集、最大度、最小度和围长(图G中最小圈的长度)。将平面图嵌入平面后,用F(G)表示其面集,一个k+-点(或k--点)v表示点v的度数至少为k (或至多为k)。类似的,用dG(f)表示面f的度数,一个k+-面(或k--面)f表示点f的度数至少为k (或至多为k)。

G的一个正常k-染色指的是从点集V(G)到颜色集{1,2,...,k}的映射c,使得图G中任意相邻的两点均不同色。用c(v)定义点v的颜色,用Ci(v)定义在N(v)中出现过i次的颜色所构成的集合。

G的最大平均度一般记作mad(G),定义为madG=max2EHVH HG}

图的frugal-染色首先由Hind等人在文献[

2]中提出。在图G的一个点染色c中,如果每种颜色在点v的邻点中至多出现k-1次,就称点vk-frugal的。如果图G中每个点都是k-frugal的,就称图Gk-frugal可染的,这个染色称作图Gk-frugal染色。图Gk-frugal色数,记作χk(G),指的是使图G满足k-frugal可染所需的最少的颜色数量。由定义易知,χk(G)Δk-1+1

图的frugal-染色可以推广到列表染色上。设L为一个函数,它将图G中的每个点v都映射到一个由一些正整数构成的集合L(v)上,L(v)称作点v的列表。如果一个染色c : VN满足c(v)L(v)对于所有vV都成立,就称这个染色为图G关于L的列表染色,或L-染色,并且称图GL-可染的。如果图G中每个点的列表长度均满足|Lv|=l,就称这个列表为图Gl-列表。如果对于任意l-列表L,图G都是k-frugal L-可染的,则满足这个条件的最小正整数l就称作图Gk-frugal 列表色数,记作chkG

G的linear k-染色是图的一种特殊的正常k-染色。linear染色的定义是由Yuster

3首先提出的,要求图G中由任意两种颜色导出的子图,均为若干条内部不相交的路。图G的linear-色数,记作lc(G),指的是使图G满足linear k-染色所需要的最小整数k

显然,一个linear染色必定为3-frugal染色,但是反过来并不一定成立,因为linear染色中不允许双色圈的存在。更多关于linear染色的结果参见文献[

4-9]。

G的2-distance k-染色是图的另一种特殊的正常k-染色。2-distance染色的定义是由Wegner

10首先提出的,要求图G中距离小于等于2的两个点均不同色。图G的2-distance-色数,指的是使图G满足2-distance k-染色所需要的最小整数k

显然,2-distance染色的定义2-frugal染色的定义相同。更多关于2-distance染色的结果参见文献[

11-24]。

关于一般的k-frugal染色,Amini等人在文献[

25]中证明了对于任意k1,平面图G都满足

χkΔ-1k-1+2,g7Δ1 190+2kΔ+4k-1+6,                g6Δ+10k-1+6,              g5

Fang和Zhang在在文献[

26]中证明了:对于任意k4,如果平面图G不含4-圈和5-圈,则chkGk-1+5。对于任意k4,如果平面图G不含4-圈和5-圈且最大度满足Δ3k+8,则chkGk-1+2

1 主要结论

下面讨论稀疏图的k-frugal列表染色,并得出如下结论。

定理1.1.    k3,如果图G满足madG<3-a(其中0<a13)且ΔGk+3a-3,则chkG=k-1+1

定理1.2.    k4,如果图G满足madG<3,则chkGk-1+2

定理1.3.    k4,如果图G满足madG<103,则chkGk-1+3

对于平面图G,其最大平均度和围长之间满足madG<2gGgG-2,因此由上述3个定理,可以得到以下推论。

推论1.1.    k3,如果图G的围长满足gG6-2a1-a(其中0<a13),最大度满足ΔGk+3a-3,则chkG=k-1+1

推论1.2.    k4,如果图G的围长满足gG6,则chkGk-1+2

推论1.3.    k4,如果图G的围长满足gG5,则chkGk-1+3

2 定理1.1的证明

反证法,假设定理不成立,图G0是一个反例,即平面图G0满足 madG<3-aΔG0k+3a-3,且chkG0>(G0)k-1+1。设L为一个((G0)k-1+1)-列表,图G0在此列表下不可染。在本节的证明中,约定(G0)即为。取集合  G=G  GGO,GG0=,madGmadG0,chkG>(G0)k-1+1},由GOG知该集合不是空集。那么,在此集合中取边数最小的图G,则图chkG>(G0)k-1+1,从而知道,对于((G0)k-1+1)-列表L,图G在此列表下是不可染的,但是其任意真子图都是L-可染的。

下面首先证明图G的一些结构,然后通过Discharging的方法来证明这个结论。

引理2.1.   δ(G)2

证明: 反证法,假设图G含有一个1-点v。由图G的定义知,G-v有一个k-frugal L-染色c。设NGv=u,此时若想把染色扩充到图G上,点v禁用的颜色为c(u)以及在NGu中出现过k-1次的颜色(即Ck-1(u))。因此禁用的颜色至多为

1+du-1k-1=duk-1<Δk-1+1

因此,可以将染色扩充到图G上,矛盾。

引理2.2.   对于图G中任意一个(k-1)--点v,设NGv={v1,v2,,vx},则有i=1xdvik-1k-1+1

证明: 反证法,假设引理不成立,则i=1xd(vi)k-1<k-1+1

由图G的定义知,G-v有一个k-frugal L-染色c。此时若想把染色扩充到图G上,点v禁用的颜色为诸c(vi)以及在NG(vi)中出现过k-1次的颜色(即Ck-1(vi))。因此禁用的颜色至多为

x+i=1xdvi-1k-1=i=1xd(vi)k-1<k-1+1

这样就可以将染色扩充到图G上,矛盾。

为了方便证明,下面给出一些定义。

如果一个2-点v和另外一个2-点相邻,就称其为轻2-点,否则就称为非轻2-点。设v为一个2-点,NGv={v1,v2}dv1k-1,则由引理2.2,dv2-k-2k+3a-3-k-2=3-aa。定义(3-aa)+-点为ε-点。

下面通过Discharging的方法得到一个矛盾。给每个点v赋初始权ωv=d(v),因此有

xVωx=2|E|mad(G)×|V|

对于每个xV,都通过特定的权转移规则(权只能从一个元素转移到另一个元素,故总和不变),得到一个新权ω*x,因为在权转移的过程中总和不变,所以仍有

xVω*x=2|E|

如果在权转移后,得到ω*x>mad(G)对于所有xV均成立,则有

xVω*x>mad(G)×|V|

这样就得到一个矛盾,从而定理得证。

下面给出权转移规则,Discharging 规则:

每个3+-点v转移dv-(3-a)d(v)到相邻的2-点。下面来验证ω*x3-a对于所有xV均成立。对于3+-点v,容易验证ω*v3-a

下面来讨论2-点,对于轻2-点v,容易验证ω*v2+3-aa-3-a3-aa=2+(1-a)=3-a

对于非轻2-点v,设NGv={x,y}3d(x)d(y),则由引理2.2知,dxk-1+dyk-1k-1+1

dxk-1=p+1,即p(k-1)+1d(x) (p+1)(k-1);设dyk-1=q+1,即q(k-1)+1d(y) (q+1)(k-1),则k-1+1p+q+2,故(p+q+1)(k-1)。可以得到d(x)+d(y)-2 (p+q)(k-1)-(k-1),即dx+dy-k+3=3a

现在有ω*v2+dx-(3-a)d(x)+dy-(3-a)d(y)=4-3-a(1d(x)+1d(y)),由3d(x)d(y)知,d(x)=3ω*v取得最小值,又由dy3a-d(x),从而,ω*v4-3-a(13+13a-3)。下面希望证明ω*v3-a。令fa=4-3-a13+13a-3-3-a=a3×1-3a1-a, 而当0<a13f(a)0,此即对于任意非轻2-点v,有ω*v3-a

综上,得到了一个矛盾,定理得证。

3 定理1.2的证明

反证法,假设定理不成立,图G取边数最小的极小反例,则图chkG>(G0)k-1+2。设L为一个((G0)k-1+2)-列表,则图G在此列表下不是k-frugal可染的,但是其任意真子图都是L-可染的。

下面首先证明图G的一些结构,然后通过discharging的方法来证明这个结论。

引理3.1.   δ(G)2

证明: 证明方法与引理2.1相同。

引理3.2.   G中不含与3--点相邻的2-点。

证明: 假设定理不成立,G中存在一个2-点v,且其与一个3--点u相邻。由于图G为极小反例,G-v有一个k-frugal L-染色c。设NGv={u,w},则v禁用的颜色为c(u)c(w)以及在NG(w)中出现过k-1次的颜色(i.e. Ck-1(w)),所以点v禁用的颜色至多为

1+1+dw-1k-1=d(w)k-1+1k-1+1,

因此,可以将染色c扩充到图G上,矛盾。

引理3.3.   G中不含与3个2-点相邻的4-点。

证明: 假设定理不成立,G中含有一个4-点v,且其与3个2-点xyz相邻。设x1y1z1分别为xyz的另一个邻点,v1v的第4个邻点。由于G为极小反例,G-{v, x, y, z}有一个k-frugal L-染色c。设点w{v, x, y, z},则w禁用的颜色为c(w1)以及在NG(w1)出现过k-1次的颜色(i.e. Ck-1(w1)),因此点w禁用的颜色为

1+dw1-1k-1=d(w1)k-1k-1,

L*w=Lw\(cw1Ck-1(w1)),则L*w2,其中,w{v, x, y, z}

首先用c(x)L*x\{c(v1)}中的颜色染x,用c(v)L*v\{c(x)}中的颜色染v,用c(y)L*y\{c(v)}中的颜色染y,用c(z)L*z\{c(v)}中的颜色染z。容易验证这是图G的一个k-frugal L-染色,矛盾。

引理3.4.   G中不含与5个2-点相邻的5-点。

证明: 假设定理不成立,G中含有一个5-点v,且NGv={x1, x2, , x5}dGxi=2yixi的另一个邻点(其中i=1, 2, , 5)。由于G为极小反例,G\{v, x1, x2, , x5}有一个k-frugal L-染色c 1i5,点xi禁用的颜色为c(yi)和在NG(yi)中出现过k-1次的颜色(i.e. Ck-1(yi))。设L*xi=Lxi\(cyiCk-1(yi)),易得L*xik-1+2-(1+dyi-1k-1)2。对于点v,易得Lvk-1+23

下面将染色c扩充到图G上。

首先用L*x1中的颜色染x1,这个颜色记作a;然后用L*x2\{a}中的颜色染x2,这个颜色记作cx2;用L*v\{a, cx2}中的颜色染v,这个颜色记作b;最后用L*xi\{b}中的颜色染xi,其中i=3,4,5。容易验证当cx3=cx4=cx5=acx3=cx4=cx5=cx2均不成立的时候,这个染色为图Gk-frugal L-染色。不失一般性,假定L*xi={a, b}cxi=a对于i=3,4,5均成立。

如果L*x1{a, b},那么可以用L*x1\{a}中的颜色给x1重新染色,容易验证这是图Gk-frugal L-染色。

下面假设L*x1={a, b}。重新给x1x5染上颜色b,用cvLv\{a, b}中的颜色重新染v,用L*x2\{c(v)}中的颜色重新染x2,容易验证这是图G的一个k-frugal L-染色,矛盾。

接下来通过discharging的方法来获得一个矛盾,首先给每个点v赋初始权ωv=d(v),设权转移后得到的新权围ω*v

下面给出权转移规则,每个4+-点v转移12到相邻的2-点。

下面来验证ω*x3对于所有xV均成立。

v为一个k-点。

如果k6,则ωvdv-12dv=12dv3

如果k=5,由引理3.4,5点之至多只能与4个2-点相邻,则ωv5-4×12=3

如果k=4,由引理3.3,4点之至多只能与2个2-点相邻,则ωv4-2×12=3

如果k=3,由引理3.2,3点之不与2-点相邻,则ωv3

如果k=2,由引理3.2,2-点只能与4+-点相邻,则ωv2+2×12=3

综上,得到了一个矛盾,定理得证。

4 定理1.3的证明

反证法,假设定理不成立,图G取边数最小的极小反例,则图chkG>(G0)k-1+3。设L为一个((G0)k-1+3)-列表,则图G在此列表下不是k-frugal可染的,但是其任意真子图都是L-可染的。

下面首先证明图G的一些结构,然后通过discharging的方法来证明这个结论。

引理4.1.   δ(G)2

证明: 证明方法与引理2.1相同。

引理4.2.   对于图G中任意一个(k-1)--点v,设NGv={v1,v2,,vx},则有i=1xdvik-1k-1+3

证明: 证明方法与引理2.2相同。

引理4.3.   若v2-点且NGv={u, w}d(u)d(w),则du2k-1+17

证明: 假设du2k-1,带入引理4.2,得dw>,矛盾。

引理4.4.   若v3-点,NGv={x, y, z},且d(x)d(y)d(z),则d(z)d(y)k4

证明: 假设dyk-1,带入引理4.2,得dz>,矛盾。

引理4.5.   不存在与6个2-点相邻的7-点。

证明: 设v为一个7-点,NGv={x1, x2, x3, x4, x5, x6, u},其中dxi=2NGxi={v, yi}i=1, 2, , 6)。

由图G的极小性,图G-{v, x1, x2, x3, x4, x5, x6}有一个k-frugal L-染色c。此时点v被禁用的颜色为c(u)以及在NGu中出现k-1次的颜色。因此点v被禁用的颜色至多为

1+du-1k-1=d(u)k-1k-1

设点v的可用颜色集为L*v,则L*v3

同理可得

xi{x1, x2, x3, x4, x5, x6}的可用颜色集为L*xi3

下面将这个染色c扩充到图G上。

x1染颜色c1L*x1\{c(u)},给x2染颜色c2L*x2\{cu, c1},给v染颜色c3L*v\{c1, c2}

x3染颜色a1L*x3\{c3},给x4染颜色b1L*x4\{c3, a1}

x5染颜色a2L*x5\{c3},给x6染颜色b2L*x6\{c3, a2}

因此,a1b1a2b2c1c(u)c2c(u)

集合c1, c2, a1, b1, a2, b2, c(u)中同种颜色至多出现3次,因此得到的染色为图G的一个k-frugal L-染色,矛盾。

引理4.6.   设k为正整数,8k9,则不存在与k2-点相邻的k-点。

证明: 这里不妨假设k=9,因为只要k=9成立,k=8的情况类似可证。

设点v为一个9-点,且与9个2-点相邻。NGv={x1, x2, , x9}yi为点xi异于点v的另一个邻点。由G的极小性,图G-{v, x1, x2, , x9}有一个k-frugal L-染色c

此时点xi被禁用的颜色为c(yi)以及在NG(yi)中出现k-1次的颜色,点v可以染其本身列表中的任意一种颜色。

设点v的可用颜色集为L*v,点xi的可用颜色集为L*xi(其中i=1, 2, , 9),则L*v=Lv1+3=4L*xi3

下面采用如下方式将这个染色c扩充到原图G上。

x1c(x1)L*x1

x2c(x2)L*x2\{c(x1)}

x3cx3L*x3\{cx1, c(x2)}

x4c(x4)L*x4

x5c(x5)L*x5\{c(x4)}

x6cx6L*x6\{cx4, c(x5)}

x7c(x7)L*x7

x8c(x8)L*x8\{c(x7)}

x9cx9L*x9\{cx7, c(x8)}

此时,点x1, x2, x3的颜色互不相同,点x4, x5, x6的颜色互不相同,点x7, x8, x9的颜色互不相同。

S=i=19{c(xi)},则3|S|9

如果L(v)\S,给点vc(v)L(v)\S,就可以把这个染色c扩充到图G上,矛盾。

下面设L(v)S,对k进行分类讨论。

情况1.   当k=4时,L*v=Lv=k-1+39÷3+3=6

此时L(v)中必然存在3种颜色,这3种颜色在S中出现的次数均小于等于1。因为如果只有两种颜色在S中出现不超过一次的话,可以推出S4×2+2×1=10,矛盾。

而且,此时必然有Ck-1v=C3v1,因为如果|Ck-1v|2,可以推出S2×3+4×1=10,矛盾。

此时不妨设c(xi)L(v)C1(v),首先擦掉xi的颜色,然后给点vc(xi),最后用集合L*xi\[{cxi}C3v]中的染色给点xi染色,即可将染色扩充到图G上。

情况2.   当k5时,L*v=Lv=k-1+34

根据前边的染色方法,得知 cL(v),颜色c在集合S中出现的次数不超过3,即C4v=

此时集合L(v)中至多有两种颜色在S中出现的次数等于3(不妨设这两种颜色为{1, 2}),因为如果有3种颜色在S中出现的次数等于3,则可以推出S3×3+1×1=10,矛盾。

因此,L(v)中总有一种颜色,其在S中出现的次数小于等于2,不妨设这个颜色为{3}

集合S中至多有两个点颜色为3,不妨设为{vi, vj},首先擦掉这两个点的颜色,给点v染颜色3,然后给点vi染集合L*vi\{1, 3}中的颜色,给点vj染集合L*vj\{2, 3}中的颜色,容易验证此时染色满足5-frugal的条件,因此可以将这个染色扩充到图G上。矛盾。

为了方便下列引理的证明,给出几个定义。若一个3-点与3个4+-点相邻,就称其为重3-点,反之称为轻3-点。若一个8-点与7个2-点和一个重3-点相邻,就称其为轻8-点。

引理4.7.   不存在与7个2-点和一个轻3-点相邻的8-点。

证明: 假设存在一个8-点v,其与7个2-点xii=1, 2, , 7)和一个轻3-点x8相邻,设xii=1, 2, , 7)的另一个邻点为yiNGx8={v, y8*, y8**},其中y8**3--点。由G的极小性,图G-{v, x1, x2, , x8}有一个k-frugal L-染色c

此时,点xii=1, 2, , 7)被禁用的颜色为c(yi)以及在NG(yi)中出现k-1次的颜色,点x8被禁用的颜色为c(y8*) c(y8**)以及在NG(y8*)中出现k-1次的颜色,点v可以染其本身列表中的任意一种颜色。

设点v的可用颜色集为L*v,点xi的可用颜色集为L*xi,则L*v=Lv=k-1+3|L*xi|3i=1, 2, , 7),|L*x8|2

下面将染色c扩充到原图G上。

x8c(x8)L*x8

x1c(x1)L*x1\{c(x8)}

x2c(x2)L*x2\{cx8, c(x1)}

x3c(x3)L*x3

x4c(x4)L*x4\{c(x3)}

x5c(x5)L*x5\{cx3, c(x4)}

x6c(x6)L*x6

x7c(x7)L*x7\{c(x6)}

此时,点x8, x1, x2的颜色互不相同,点x3, x4, x5的颜色互不相同,点x6, x7的颜色互不相同。

S=i=18{c(xi)},则3|S|8

如果L(v)\S,令c(v)L(v)\S,就可以把这个染色扩充到图G上,矛盾。

下面不妨设L(v)S,对k进行分类讨论

情况1.   当k=4时,L*v=Lv=k-1+33+3=6从而|S|L(v)6

此时L(v)中必然存在3种颜色,这3种颜色在S中出现的次数均小于等于1。因为如果只有两种颜色在S中出现不超过一次的话,可以推出S4×2+2×1=10,矛盾。

而且,此时必然有Ck-1v=C3v1,因为如果|Ck-1v|2,可以推出S2×3+4×1=10,矛盾。

此时不妨设c(xi)L(v)C1(v),首先擦掉xi的颜色,然后给点vc(xi),最后用集合L*xi\[{cxi}C3v]中的染色给点xi染色,即可将染色扩充到图G上。

情况2.   当k5时,L*v=Lv=k-1+34,从而|S|L(v)4

根据前边的染色方法,得知 cL(v),颜色c在集合S中出现的次数不超过3,即C4v=

此时集合L(v)中至多有两种颜色在S中出现的次数等于3(不妨设这两种颜色为{1, 2}),因为如果有3种颜色在S中出现的次数等于3,则可以推出S3×3+1×1=10,矛盾。

由于Lv\{1, 2, c(x8)},从该集合中任取一个颜色c1,则集合S中至多有两个点的颜色为c1,不妨设存在两个点的颜色为c1 (若只有一个点颜色为c1,证明方法类似),且这两个点均不为x8。设这两个点为{vi, vj}。首先擦掉这两个点的颜色,给点v染颜色c1,然后给点vi染集合L*vi\{c1, 1}中的颜色,给点vj染集合L*vj\{c1, 2}中的颜色,容易验证此时染色满足5-frugal的条件,因此可以将这个染色扩充到图G上。矛盾。

引理4.8.   不存在与两个轻8-点相邻的3-点。

证明: 由定义,得知与轻8-点相邻的3-点一定是重3-点。

v为一个重3-点,uw为与点v相邻的轻8-点,设NGu={v, x1, x2, , x7}NGw={v, x1*, x2*, , x7*}

G的极小性,图G-{u, v, w, x1, x2, , x7, x1*, x2*, , x7*}有一个k-frugal L-染色c

a{u, v, w, x1, x2, , x7, x1*, x2*, , x7*}的可用颜色列表为L*(a),容易得到|L*v|=|L*xi|=|L*xi*|3i=1, 2, , 7),|L*u|=|Lu|=k-1+3|L*w|=|Lw|=k-1+3。(方法类似上述引理,在此不再赘述。)

L*v={a, b, c},分别取L1*(v)={a, b}L2*(v)={a, c}L3*(v)={b, c},观察点u, v, x1, x2, , x7,由引理4.7的证明过程,得知,如果一个8-点的列表长度为k-1+3, 8个邻点中有7个点的列表长度为3,有一个点的列表长度为2,那么总可以从其列表中选取适当的颜色,使得这个染色为正常的。因此基于上述点v的三种不同的列表,可以得到3种关于这8 个点的染色方案,分别记作cx, cy, cz

上述3种染色方案中点v使用的列表均不完全相同,因此cx(v)cy(v)cz(v)这3种颜色不可能完全相同,所以总可以找到两个方案,不妨设为cx, cy,满足cx(v)cy(v),这里不妨设cxv=acyv=b

L4*(v)={a, b},观察点v, w,x1*, x2*, , x7*,由引理4.7,可以得到关于这8个点的染色方案,记作c0

此时,如果c0v=a,就用方案cx给点u, v, x1, x2, , x7染色,用方案c0给点v, w,x1*, x2*, , x7*染色。

如果c0v=b,就用方案cy给点u, v, x1, x2, , x7染色,用方案点c0给点v, w,x1*, x2*, , x7*染色。

容易验证此时得到的染色为原图的一个k-frugal L-染色,因此可以将染色c扩充到图G上,矛盾。

这样就通过discharging的方法来获得一个矛盾,首先给每个点v赋初始权ωv=d(v),设权转移后得到的新权为ω*v

下面给出权转移规则:

(R1)每个点均向相邻的2-点转移23

(R2)除了轻8-点外,每个4+-点向相邻的3-点转移16

下边来验证上述过程,每个点的权均大于等于103

设点v为一个k-点,因为图G中没有1-点,所以k2

如果k=2,由(R1)容易验证ω*v=2+23=103

如果k=3,分两种情况讨论。

v不与轻8-点相邻,由引理4.4,v周围至少有两个4+-点,由(R2),容易验证ω*v=3+16×2=103。若v与轻8-点相邻,由引理4.7和引理4.8,点v必然为重3-点,且点v周围至多有一个轻8-点,因此除了这个轻8-点,点v周围还存在两个4+-点,由(R2),容易验证ω*v=3+16×2=103

如果4k6,由引理4.3,点v周围不存在2-点,由(R2)容易验证ω*vdv-16dv=56d(v)103

如果k=7,由引理4.5,点v周围至多存在5个2-点,由(R1)(R2),容易验证ω*v7-23×5-16×2=103

如果k=8,由引理4.6,点v周围至多存在7个2-点,下面分两种情况讨论。

若点v为轻8-点,由引理4.8,如果点v与7个2-点和1个3-点相邻,则这个3-点必定为重3-点,由(R2)可得轻8-点不需要给相邻的3-点转移权,容易验证ω*v8-23×7=103。若点v不为轻8-点,由(R2),容易验证ω*v8-23×7=103

如果k=9,由引理3.6,点v周围至多存在8个2-点,容易验证ω*v9-23×8-16=3.5>103

如果k10,容易验证ω*vdv-23dv=13d(v)103

这样就得到一个矛盾,定理得证。

作者贡献声明

房启明:提出研究问题,设计研究方案,起草论文;

张莉:对发表文章作最后的审阅和定稿,并在研究的过程中提出诸多启发性观点。

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