围长至少是4的特殊平面图的3-可选择性

图G的选择数定义为最小的自然数k,满足对任一顶点给定k种颜色的列表,且染色时每个顶点的颜色只能从自身的颜色列表中选择,总存在图G顶点的一个正常着色.通过权转移的方法证明了每个围长至少是4且不含6-圈,9-圈和11-圈的平面图是3-可选择的.     

关于无5-圈,8-圈和9-圈平面图的3-选色

图G的选色数,记为xl(G),定义为最小的自然数k,使得满足对任一顶点给定k种颜色的列表,且染色时每个顶点的颜色只能从自身的列表中选择时,总存在图G的一个顶点的正常着色.证明了每个围长至少为4且不含5-圈,8-圈和9-圈的平面图是3-选色的.     

围长为4的无7-,8-圈和15-圈平面图的3-选色

图G的选色数(记为χ_l(G)), 定义为最小的自然数k, 满足当对任一顶点给定k种颜色的列表, 且染色时每个顶点的颜色只能从自身的颜色列表 中选择时, 存在图G顶点的一个正常着色. 应用Discharging方法对上述问题进行研究, 证明了每个围长至少为4且不含7-圈, 8-圈和15-圈的平面图是3-可选择的.     

关于无6-,8-和9-圈平面图的3-选色

图G的选色数，记为ch(G)，定义为最小的自然数k，使得满足：对任一顶点给定k种颜色的列表，且染色时每个顶点的颜色只能从自身的颜色列表中选择时，总存在图G顶点的一个正常着色，文章证明了每个围长至少为4且不含6-圈，8-圈和9-圈的平面图是3-可选色的。     

关于平面图点荫度的一点改进

一个非平凡图G的点荫度a(G)是一个最小图顶点划分数使得每一个划分集的导出子图是一个森林.近年来对点荫度的研究成为图论的一个焦点并且关于这个问题有更深一步的发展,例如,随机图的点荫度以分式点荫度等.得到一个关于平面图的点荫度的一个上界;如果平面图G是没有3-圈,或是没有4-圈,或是没有5-圈,那么G的点荫度不超过2.研究的起因是一个著名的猜想:任何3-可着色的平面图的点荫度不超过2.四色定理是图论中最著名的一个定理,伴随产生了一个问题,那就是什么样的平面图是3-可着色的.不幸,这是一个难问题,Garev等人证明了判定一个平面图是否3-可着的即使在一个点不超过4的条件下仍然是NP-难问题.因此这个猜想是一个不易解决的,人们开始在一些特殊图上进行验证这个猜想是否正确.我们知道一个著名的定理:不含3-圈的平面图是3-可着色的.结合结果,给出猜想的一个正面的肯定.Havel给出两个反例,如果平面图含有4-圈或有5-圈是不可3-可着色的,因此4-圈和5-圈在证明平面图是3-可着色时必须排除.不过在结论中,如果平面图不含有4-圈或不含有5-圈,那么它的点荫度不超过2.从而可以看出猜想的条件还是很强的.同时我们的结果也拓宽了张忠辅等人的结果:外平图的点荫度不超过2.     

最大度是4的可平面图是第一类图的充分条件

运用Discharge方法证明:最大度是4,且满足下列条件之一的可平面图G是第一类的.(1)G中不含长度为4至9的圈;(2)G中不含4-圈和5-圈,且任意两个3-面不关联于同一个顶点;(3)G中不含长度在5和8之间的圈,且任意两个3-圈,任意两个4-圈不关联于同一个顶点;(4)围长不小于4,G中不含有弦的8-圈,且任意两个4-面不关联于同一个顶点.     

平面图无圈边着色的一个结果

图G的无圈边着色是指图G的一个正常边着色且不含双色的圈.图G的无圈边色数是指图G的无圈边着色中所用色数的最小者,用x’a(G)表示;证明了如果G是一个D中的顶点不与3-面相关联,3-顶点不与D中的顶点相邻且Δ(G)≥6的平面图,则x’a(G)≤Δ(G)+1。     

一些唯一3-着色图

如果用k种颜色对图G的顶点进行着色,使相邻顶点具有不同的颜色,那么称此种着色为G的一个正常k-着色(简称k-着色).图G的色数χ(G)是指使G可正常着色的最少颜色数,其中具有相同颜色的顶点集称为一个色类.如果对G的所有χ(G)-着色产生的色类是相同的,那么称G是唯一χ(G)-着色的.论文给出了一些唯一3-着色图.     

一类平面图的强边染色

图G的强边染色是指对图G的边进行染色,使得距离不超过2的任意两条边染不同的颜色. 任何一个平面图都可用4Δ+4种颜色进行强边染色. 证明了当平面图没有k-圈(4≤k≤10)且3-圈不相交时(即每个顶点至多关联一个3-圈), 必定存在一个3Δ+1种颜色的强边染色.     

关于一些无三角形的平面图选择数的一个注记（英文）

对每一顶点给定至少为k种颜色的列表,若图G可以正常着色,称G是k-可选择的.本文利用差值转移的方法和最小反例图的结构性质,证明了每个不含三角形且无6-圈,8-圈和10-圈的平面图是3-可选择的,丰富了平面图列表染色的结果.     

最大度为6且不含5圈或6圈的平面图可8全染色

G,G的k 全染色是指用k种颜色给G的点和边进行染色,使G的任意邻接点或邻接边均染不同的颜色,且G的任一点与该点的任一关联边均染不同的颜色．证明了最大度为6且不含5 圈或6 圈的平面图是可8 全染色的．     

不含4,5,6-圈的平面图的均匀染色

设Φ是图G的一个正常的顶点染色, 若Φ的任何两种不同颜色所染的顶点数目至多相差1,称是G的一个均匀染色。对于不含4,5,6-圈的平面图, 且最大度Δ≥9,那么G存在均匀Δ-染色。     

围长为4的平面图不总是3－可选色

针对ＫｒａｔｏｃｈｖｉｌＪ和ＴｕｚａＺ（１９９４）提出的问题：是否每一个国长为４的平面图总可以３－可选色（３－ｃｈｏｏｓａｂｌｅ）？用组合技巧构造了一个反例，从而证明了围长为４的平面图并不一定是３－可选色的，否定了每一个３－可着色的图一定是３－可选色的这个论断．     

平面图的 3-染色问题研究

研究了 3-可染色平面图的结构特征, 利用 discharging 方法证明了不含 4 圈和 5 圈且三角形间的距离至少是 2 的平面图是 3-可染色的.     

不含4-圈或弦6-圈的平面图是(3,0,0)-可染的

设d₁,d₂,…,d_k是k个非负整数,若图G=(V,E)的顶点集V能被剖分成k个子集V₁,V₂,…,V_k,使得对任意的i=1,2,…,k,V_i的点导出子图G［V_i］的最大度至多为d_i,则称图G是(d₁,d₂,…,d_k)-可染的。关于平面图的染色,有以下结论:不含4-圈或弦6-圈的平面图是(3,0,0)-可染的。     

没有K_5-子式的图是无圈5-可染的

2006年,Borodin证明了所有平面图都可以无圈5-可染。本文推广Borodin的结果到没有K5-子式的图。     

四正则哈密尔顿平面地图的数目(英文)

一个地图称为哈密尔顿的若其上的所有顶点都在一个圈上．若一个平面地图的所有顶点是四次的，且又是哈密尔顿地图，则称该平面地图为四正则哈密尔顿平面图一个地图是近四正则的，是指除去根点外，其余顶点的次均为四．本文提供了四正则哈密尔顿平面地图计数的一个公式和四正则平面地图计数的一个显式．     

平面图与对偶原理

该文利用对偶原理创造性地解决了平面图、连通图及对偶图之间的相互关系问题,纠正了长期以来对于平面图及其同构的错误认识,指出平面图必为连通图,平面图本质上是画在同一平面上的顶点、边、面均不相交的连通图。两个平面图的同构指这两个平面图的顶点、边、面之间均有一一对应关系。面是平面图区别于非平面图的本质特征。同构的平面图的对偶图必同构,事实上,平面图的对偶图是唯一的。任意一个平面图都伴有一个隐图,而该隐图实质上是该平面图的对偶图,该隐图可(根据对偶原理)通过D—过程画出。平面图与其对偶图互为对偶。显平面图与其隐对偶图合称为相伴对偶图。     

关于平面图3-可着色的一个定理

Borodin和Raspaud提出一个猜想：任何既没有5-圈也没有相邻三角形的平面图是3-可着色．这个猜想强化了Steinberg提出的猜想．在本文中，我们研究了没有5-，6-，9-圈并且没有相邻三角形的平面图的结构．利用这个结构，证明了这类图是3-可着色的．它加强了由Borodin及Sanders和Zhao的结果，并且又是对Borodin和Raspaud猜想的一个正面的支持．     

四正则图的自动生成及纵横嵌入的线性算法

刘彦佩教授论述的纵横嵌入术已为超大规模集成电路 (VLSI)的平面设计提供了较完备的理论体系 ,本文以此为依据建立的算法能自动生成任意点数的四正则图例 ,并对其进行双极定向和双极标数 ,进而画出其纵横嵌入图 .在对四正则图进行双极定向时 ,根据吸收规则的原理 ,设计了一种在计算机上易于实现的算法 ,该算法已成功地绘制了含有几个点及至近千个点的四正则图的纵横嵌入图 .