Colorabilité

TBD

TBD

Clair puisque c'est exactement le problème Rec-3-parti qui est NP-complet et que Rec-k-parti ≤ Rec-(k+1)-parti

Les deux premières propositions sont triviales.

Pour montrer la troisième, soient $c_1$ et $c_2$ des colorations de $G_1$ et $G_2$ respectivement et on pose $m=max(\{\chi (G_1),\chi (G_2)\})$.

La fonction $c:V_1\times V_2\to \{0,\dots ,m-1\}$ telle que $c((x,y))=c_1(x)+c_2(y)\mathrm{mod}m$ est une coloration de $G_1◻G_2$. En effet si $\{(x_1,y_1),(x_2,y_2)\}$ est une arête de $G_1◻G_2$ on a soit :

• $x_1=y_1$ et $|c((x_1,y_1))-c((x_2,y_2))|=|c_2(x_2)-c_2(y_2)|>0$ puisque $x_2{y}_2$ est une arête de $G_2$
• $x_2=y_2$ et $|c((x_1,y_1))-c((x_2,y_2))|=|c_1(x_1)-c_1(y_1)|>0$ puisque $x_1{y}_1$ est une arête de $G_1$

On a vu que chaque couleur associée dépendait du nombre de voisins déjà placés. On a alors pour un ordonnancement des sommets $v_1,\dots v_n$ :

ce qui donne immédiatement la borne voulue.

L'existence de ces trois sommets est garantie car :

1. comme $G$ n'est pas complet il existe $x$ et $y$ tels que $xy$ n'est pas une arête
2. comme $G$ est connexe il existe un chemin entre $x$ et $y$ et on prend :
   • $y^{\prime }$ comme étant le sommet le plus éloigné de $x$ sur ce chemin tel que $x{y}^{\prime }$ soit une arête de $G$,
   • $z$ comme étant le sommet juste après $y^{\prime }$ sur ce chemin.
3. On a alors $x{z}^{\prime }$ qui n'est pas une arête alors que $x{y}^{\prime }$ et $y^{\prime }z$ en sont.

Si le graphe $G$ privé de $x$ et de $z$ n'est pas connexe alors pour chaque partie connexe $G_i=(V_i,E_i)$ il existe $x_i,z_i\in X_i$ tels que $x_{i}x$ et $z_{i}z$ soient des arêtes de $G$. Comme en supprimant $x_i$ ou $z_i$ de $G$, le graphe reste connexe : pour tout $i$ il existe $y_i\ne x_i$ tel que $y_i{x}_i$ ou $y_i{z}_i$ soit une arête de $G$. On en déduit que :

• $G$ privé de $x_1$ et $x_2$ est connexe
• $x{x}_1$ et $x{x}_2$ sont des arêtes de $G$.

Et on a prouvé un triplet de point qui correspond à ce que l'on cherche.

Il existe ne nombreuses preuves de cette proposition, nous en présentons une qui utilise ici un ordonnancement astucieux de l'algorithme glouton.

La preuve est construite en examinant plusieurs cas :

Premier cas : Il existe $x^{\star }$ tel que $\delta (x^{\star })<\mathrm{\Delta }(G)$.

On ordonne alors les $n$ sommets du graphe de telle sorte que ${}^{\star }=v_n$ et on ordonne en suivant l'algorithme :

k = n
i = n-1

tant que i > 0:
  si k > i et qu'il existe un voisin x de vk non encore placé alors:
    vi = x
    i = i- 1
  sinon:
    k = -1 

Si le graphe est connexe, il est clair que cet ordre va placer tous les sommets par ordre décroissant en commençant par tous les voisins de $x_n$, puis tous les voisins de $x_{n-1}$ non encore placés, et ainsi de suite jusqu'à avoir placé tout le monde.

Cet ordre va nous permettre d'obtenir la borne recherchée car lors de l'affectation des couleurs, il faudra toujours autant de couleurs que le nombre de ses voisins déjà placé plus 1. Comme l'ordre assure qu'il va exister $j>i$ tel que $v_i{v}_j$ est une arête, ce nombre sera toujours inférieur à $\mathrm{\Delta }(G)$. Une récurrence immédiate nous assure qu'il faudra au total moins de $\mathrm{\Delta }(G)$ couleurs (au moins un no,bre entre 1 et $\mathrm{\Delta }(G)$ sera disponible puisqu'il y aura au plus $\mathrm{\Delta }(G)-1$ nombres déjà affectés).

Second cas : le graphe est régulier mais il existe $x^{\star }$ tel que si on le supprime on déconnecte $G$.

En supprimant $x^{\star }$ de $G$ il y aura $p>1$ composantes connexes $G_i=(v_i,E_i)$ le sommet $x^{\star }$ du graphe $G$ restreint à $X_i\cup \{x^{\star }\}$ aura strictement moins que $\mathrm{\Delta }(G)$ sommets et on est ramené au cas 1 pour les $p$ graphes $G_i$. On peut ensuite en déduire un coloriage de $G$ en donnant à $x^{\star }$ la même couleur pour chaque coloriage.

Troisième cas : le graphe est régulier et il n'existe pas de sommets tel que si on le supprime on déconnecte $G$. On se retrouve dans le cadre de la proposition suivant et il existe $u$ et $v$ et $w$ trois sommets de $G$ tels que :

• $vw$ n'est pas une arête de $G$,
• $uv$ et $uw$ sont deux arêtes de $G$,
• supprimer $v$ et $w$ de $G$ ne le déconnecte pas.

On peut alors utiliser l'ordre entre sommets : $v_1=v$, $v_2=w$, $u=v_n$ et trouver les autres éléments en utilisant l'algorithme du cas 1.

clair

On utilise un algorithme en tournoi toutes rondes comme on l'a fait en introduction.

Le théorème va se prouver en utilisant des chaînes de Kempe appliquées à la coloration d'arêtes.

On suppose que $G$ admet une coloration de ses arêtes $f$ et on note $F(u)=\{f(ux)|x\in V,ux\in E\}$. Une chaîne de Kempe est une suite $u{v}_0,\dots ,u{v}_k$ de $k+1$ arêtes de $G$ telle que la couleur $c_i=f(u{v}_{i+1})$ n'est pas dans $F(v_i)$ pour tout $0\le i<k$

Pour toute chaîne de Kempe, il est clair que l'on peut remplacer les couleurs de $u{v}_i$ par $c_i$. Enfin, s'il existe $c$ une couleur qui n'est ni dans $F(u)$ ni dans $F(v_k)$ on peut également changer la couleur de $u{v}_k$ en $c$.

On va construire une coloration des arêtes de $G$ en $\mathrm{\Delta }(G)+1$ couleurs en commençant par le graphe discret et ajoutant une arête à la fois. Supposons que l'on ait une coloration d'un graphe partiel $G^{\prime }$ de $G$ en $\mathrm{\Delta }(G)+1$ couleurs et on ajoute l'arête $u{v}_0$. Comme on a à notre disposition $\mathrm{\Delta }(G)+1$ couleurs, il existe forcément une couleur qui n'est pas dans $F(u)$ et une couleur qui n'est pas dans $F(v_0)$ ce qui permet d'initialiser une chaîne de Kempe que l'on peut itérativement faire grossir construire (la couleur $c_i=f(u{v}_{i+1})$ n'est pas dans $F(v_i)$ pour tout $0\le i<k$) jusqu'à :

• soit arriver à un point où il existe $c$ une couleur qui n'est ni dans $F(u)$ ni dans $F(v_k)$ et l'on peut colorier l'arête $u{v}_0$ en utilisant la propriété des chaînes de Kempe
• soit arriver à un point où toutes les couleurs qui ne sont pas dans $F(v_k)$ ont déjà été utilisées.

Dans ce deuxième cas, soit $c_k$ une des couleurs qui n'est pas dans $F(v_k)$ et $l$ le plus petit indice tel que $f(u{v}_l)=c_k$. On peut maintenant construire une autre chaîne $w_0\dots w_p$ telle que $w_0=u$, $w_1=v_l$ et telle que si $f(w_i{w}_{i+1})=c_k$, alors $f(w_{i+1}{w}_{i+2})=c_0$. Cette chaîne ne peut revenir sur ces pas : on va arriver à un moment où la chaîne ne peut être prolongée.

On peut alors :

1. changer les couleurs de la chaîne $u{v}_0,\dots ,u{v}_l$
2. échanger les couleurs sur la chaîne $w_0\dots w_p$

Ce qui donne une coloration en $\mathrm{\Delta }(G)+1$ couleurs de $G^{\prime }$ auquel on a ajouté l'arête $u{v}_0$.

TBD rendre la preuve plus clair