Планарный график - Planar graph

«Треугольный граф» перенаправляется сюда. Для линейных графиков полных графиков см. Линейный граф § Сильно регулярные и совершенные линейные графы. Для триангулированных графов см. Хордовый граф. Графики данных, построенные по трем переменным, см. Тернарный сюжет.

Примеры графиков
Планарный	Непланарный
График бабочки	Полный график K5
Полный график K4	График полезности K3,3

В теория графов, а планарный граф это график это может быть встроенный в самолет, т.е. его можно нарисовать на плоскости таким образом, чтобы его края пересекались только в своих конечных точках. Другими словами, его можно нарисовать таким образом, чтобы никакие грани не пересекались.^[1][2] Такой рисунок называется плоский график или же планарное вложение графа. Плоский граф можно определить как планарный граф с отображением каждого узла в точку на плоскости и каждого ребра в плоская кривая на этой плоскости, так что крайние точки каждой кривой являются точками, отображенными от ее конечных узлов, и все кривые не пересекаются, за исключением их крайних точек.

Любой граф, который можно нарисовать на плоскости, можно нарисовать на сфера а также, и наоборот, с помощью стереографическая проекция.

Плоские графики могут быть закодированы комбинаторные отображения.

В класс эквивалентности из топологически эквивалентный рисунки на сфере называется планарная карта. Хотя плоский граф имеет внешний или же неограниченный лицо, ни одна из граней плоской карты не имеет определенного статуса.

Планарные графы обобщаются на графы, которые можно рисовать на поверхности заданного род. В этой терминологии планарные графы имеют род графа 0, поскольку плоскость (и сфера) являются поверхностями рода 0. См. "вложение графа "для других связанных тем.

Теоремы Куратовского и Вагнера

В Польский математик Казимеж Куратовски дал характеристику планарных графов с точки зрения запрещенные графы, теперь известный как Теорема Куратовского:

А конечный граф плоский если и только если он не содержит подграф это подразделение из полный график K₅ или полный двудольный граф ${\displaystyle K_{3,3}}$ (график полезности ).

А подразделение графа является результатом вставки вершин в ребра (например, изменение ребра • —— • на • - • - •) ноль или более раз.

Пример графика без K₅ или же K_3,3 подграф. Однако он содержит подразделение K_3,3 и, следовательно, не является плоским.

Вместо того, чтобы рассматривать подразделения, Теорема Вагнера имеет дело с несовершеннолетние:

Конечный граф является плоским тогда и только тогда, когда он не имеет ${\displaystyle K_{5}}$ или же ${\displaystyle K_{3,3}}$ как незначительный.

А незначительный графа получается в результате взятия подграфа и многократного стягивания ребра в вершину, при этом каждый сосед исходных конечных вершин становится соседом новой вершины.

Анимация, показывающая, что Граф Петерсена содержит минор, изоморфный K_3,3 граф и, следовательно, неплоский

Клаус Вагнер спросил в более общем плане, определяется ли какой-либо минно-замкнутый класс графов конечным набором "запрещенные несовершеннолетние ". Это теперь Теорема Робертсона – Сеймура, доказано в длинной серии работ. На языке этой теоремы ${\displaystyle K_{5}}$ и ${\displaystyle K_{3,3}}$ - запрещенные миноры для класса конечных планарных графов.

Другие критерии планарности

На практике трудно использовать критерий Куратовского, чтобы быстро решить, является ли данный граф плоским. Однако существуют быстрые алгоритмы для этой проблемы: для графа с п вершины, можно определить во времени О (п) (линейное время), может ли граф быть плоским или нет (см. проверка планарности ).

Для простого связного плоского графа с v вершины и е края и ж грани, для v ≥ 3:

• Теорема 1. е ≤ 3v − 6;
• Теорема 2. Если циклов длины 3 нет, то е ≤ 2v − 4.
• Теорема 3. ж ≤ 2v − 4.

В этом смысле планарные графы разреженные графики, в том, что у них есть только O (v) ребер, асимптотически меньших максимального O (v²). График K_3,3, например, имеет 6 вершин, 9 ребер и не имеет циклов длины 3. Поэтому по теореме 2 он не может быть плоским. Эти теоремы предоставляют необходимые условия для планарности, которые не являются достаточными условиями, и поэтому могут использоваться только для доказательства того, что граф не планарен, а не то, что он плоский. Если обе теоремы 1 и 2 не верны, можно использовать другие методы.

• Критерий планарности Уитни дает характеристику, основанную на существовании алгебраического двойственного;
• Критерий планарности Мак-Лейна дает алгебраическую характеристику конечных планарных графов через их велосипедные пространства;
• В Критерий планарности Фрейссе – Розенштейля дает характеристику, основанную на существовании разделения ребер cotree дерева поиска в глубину. Он центральный слева направо проверка планарности алгоритм;
• Теорема Шнайдера дает характеристику планарности с точки зрения измерение частичного порядка;
• Критерий планарности Колена де Вердьера дает характеристику, основанную на максимальной кратности второго собственного значения некоторых операторов Шредингера, определенных графом.
• В Теорема Ханани – Тутте утверждает, что граф является плоским тогда и только тогда, когда он имеет рисунок, на котором каждая независимая пара ребер пересекает четное число раз; его можно использовать для характеристики планарных графов с помощью системы уравнений по модулю 2.

Формула Эйлера

Основная статья: Эйлерова характеристика § Плоские графы

Формула Эйлера утверждает, что если конечное, связаны, планарный граф строится на плоскости без пересечения ребер, и v - количество вершин, е количество ребер и ж - количество граней (областей, ограниченных краями, включая внешнюю бесконечно большую область), тогда

${\displaystyle v-e+f=2.}$

В качестве иллюстрации в график бабочки приведено выше, v = 5, е = 6 и ж = 3. В общем случае, если свойство выполняется для всех плоских графов ж граней, любое изменение в графе, которое создает дополнительную грань при сохранении плоскости графа, сохранит v − е + ж инвариант. Поскольку свойство выполняется для всех графов с ж = 2, по математическая индукция это справедливо для всех случаев. Формулу Эйлера также можно доказать следующим образом: если граф не дерево, затем удалите край, завершающий цикл. Это снижает как е и ж по одному, уходя v − е + ж постоянный. Повторяйте, пока оставшийся граф не станет деревом; деревья имеют v =  е + 1 и ж = 1, что дает v − е + ж = 2, т.е. е., Эйлерова характеристика равно 2.

В конечном итоге связаны, просто, плоский граф, любая грань (кроме, возможно, внешней) ограничена не менее чем тремя ребрами, и каждое ребро касается не более двух граней; используя формулу Эйлера, можно затем показать, что эти графики редкий в том смысле, что если v ≥ 3:

${\displaystyle e\leq 3v-6.}$

А Диаграмма Шлегеля регулярного додекаэдр, образующий плоский граф из выпуклого многогранника.

Формула Эйлера справедлива также для выпуклые многогранники. Это не случайно: любой выпуклый многогранник можно превратить в связный простой плоский граф с помощью Диаграмма Шлегеля многогранника, a перспективная проекция многогранника на плоскость с центром перспективы, выбранным рядом с центром одной из граней многогранника. Не каждый планарный граф соответствует выпуклому многограннику таким образом: например, деревья не соответствуют. Теорема Стейница говорит, что многогранные графы образованные из выпуклых многогранников в точности конечные 3-связный простые плоские графы. В более общем плане формула Эйлера применима к любому многограннику, грани которого простые многоугольники которые образуют поверхность топологически эквивалентный к сфере, независимо от ее выпуклости.

Средняя степень

Связные плоские графы с более чем одним ребром подчиняются неравенству ${\displaystyle 2e\geq 3f}$, потому что каждая грань имеет как минимум три инцидентности грань-ребро, и каждое ребро дает ровно два инцидентности. Отсюда через алгебраические преобразования этого неравенства с формулой Эйлера следует ${\displaystyle v-e+f=2}$ что для конечных плоских графов средняя степень строго меньше 6. Графы с более высокой средней степенью не могут быть планарными.

Графики монет

Основная статья: Теорема об упаковке круга

Пример теоремы об упаковке кругов на K⁻₅, полный граф на пяти вершинах без одного ребра.

Мы говорим, что два круга, нарисованные на плоскости целовать (или же целоваться ) всякий раз, когда они пересекаются ровно в одной точке. «Монетный граф» - это граф, образованный набором кругов, никакие два из которых не имеют перекрывающихся внутренних частей, путем создания вершины для каждого круга и ребра для каждой пары кругов, которые целуются. В теорема об упаковке кругов, впервые доказано Пол Кобе в 1936 году утверждает, что граф является плоским тогда и только тогда, когда он является графом монет.

Этот результат дает простое доказательство того, что Теорема Фари, что любой простой планарный граф можно вложить в плоскость так, чтобы его ребра были прямыми отрезки линии которые не пересекаются. Если поместить каждую вершину графа в центр соответствующего круга в представлении графа монет, то отрезки прямых между центрами кругов поцелуев не пересекают другие ребра.

Плотность планарного графика

Плотность ${\displaystyle D}$ плоского графа или сети определяется как отношение количества ребер ${\displaystyle E}$ к количеству возможных ребер в сети с ${\displaystyle N}$ узлы, заданные плоским графом ${\displaystyle (E_{\max }=3N-6)}$, давая ${\displaystyle D={\frac {E-N+1}{2N-5}}}$. Совершенно разреженный планарный граф имеет ${\displaystyle D=0}$, в качестве альтернативы полностью плотный планарный граф имеет ${\displaystyle D=1}$

Связанные семейства графов

Максимальные планарные графы

В График Гольднера – Харари максимально плоский. Все его грани ограничены тремя ребрами.

Простой граф называется максимальная планарная если он плоский, но добавление любого ребра (на заданном наборе вершин) разрушит это свойство. Затем все грани (включая внешнюю) ограничены тремя ребрами, что объясняет альтернативный термин плоскостная триангуляция. Альтернативные названия «треугольный граф»^[3] или «триангулированный график»^[4] также использовались, но неоднозначны, поскольку чаще относятся к линейный график из полный график и к хордовые графы соответственно. Каждый максимальный планарный граф является минимум 3-связным.

Если максимальный планарный граф имеет v вершины с v > 2, то ровно 3v - 6 граней и 2v - 4 лица.

Аполлонические сети - максимальные плоские графы, образованные многократным разбиением треугольных граней на тройки меньших треугольников. Эквивалентно они плоские 3-деревья.

Удушенные графы графы, в которых каждый периферический цикл представляет собой треугольник. В максимальном плоском графе (или, в более общем смысле, в многогранном графе) периферийные циклы являются гранями, поэтому максимальные плоские графы задушены. К удушенным графам относятся также хордовые графы, и являются именно теми графами, которые могут быть образованы кликовые суммы (без удаления краев) полные графики и максимальные планарные графы.^[5]

Внешнепланарные графы

Внешнепланарные графы являются графами с вложением в плоскость, все вершины которого принадлежат неограниченной грани вложения. Каждый внешнепланарный граф плоский, но обратное неверно: K₄ плоский, но не внешнепланарный. Теорема, аналогичная теореме Куратовского, утверждает, что конечный граф является внешнепланарным тогда и только тогда, когда он не содержит подразделения K₄ или из K_2,3. Сказанное выше является прямым следствием того факта, что граф грамм внешнепланарен, если граф, сформированный из грамм путем добавления новой вершины с ребрами, соединяющими ее со всеми остальными вершинами, получается плоский граф.^[6]

1-внешнепланарное вложение графа аналогично внешнепланарному вложению. За k > 1 плоское вложение k-outerplanar, если удаление вершин на внешней грани приводит к (k - 1) -внешнеплоскостное вложение. График k-outerplanar, если он имеет k-аплоскостное вложение.

Графики Халина

А График Халина представляет собой граф, образованный из неориентированного плоского дерева (без узлов степени два) путем соединения его листьев в цикл в порядке, заданном вложением плоскости дерева. Эквивалентно, это многогранный граф в котором одна грань примыкает ко всем остальным. Каждый граф Халина плоский. Как и внешнепланарные графы, графы Халина имеют низкую ширина дерева, что упрощает решение многих алгоритмических задач на них, чем на неограниченных плоских графах.^[7]

Другие родственные семьи

An вершина графика - граф, который можно сделать планарным путем удаления одной вершины, а k-apex граф - это граф, который можно сделать планарным, удалив не более k вершины.

А 1-планарный граф - граф, который можно нарисовать на плоскости не более чем с одним простым пересечением на ребро, и k-планарный граф - это граф, который можно нарисовать не более k простые переходы на ребро.

А карта графика представляет собой граф, образованный из набора конечного числа односвязных внутренне непересекающихся областей на плоскости путем соединения двух областей, когда они имеют хотя бы одну граничную точку. Когда не более трех регионов встречаются в одной точке, результатом является планарный граф, но когда четыре или более регионов встречаются в одной точке, результат может быть неплоским.

А тороидальный граф - граф, который можно вложить без пересечений на тор. В более общем плане род графа - минимальный род двумерной поверхности, в которую граф может быть вложен; плоские графы имеют род ноль, а неплоские тороидальные графы имеют род один.

Любой граф можно без пересечений вложить в трехмерное пространство. Однако трехмерный аналог планарных графов дает бесконечно встраиваемые графы, графы, которые могут быть вложены в трехмерное пространство таким образом, что никакие два цикла топологически связанный друг с другом. По аналогии с характеристиками Куратовского и Вагнера планарных графов как графов, не содержащих K₅ или же K_3,3 В качестве второстепенного, встраиваемые графы без ссылок могут быть охарактеризованы как графы, которые не содержат в качестве второстепенного ни одного из семи графов в Семья Петерсен. По аналогии с характеристиками внешнепланарных и планарных графов как графов с Граф инвариант Колена де Вердьера не более двух или трех, безсоединяемые графы - это графы, у которых есть не более четырех инвариантов Колена де Вердьера.

An восходящий планарный граф это ориентированный ациклический граф которые можно нарисовать на плоскости краями в виде непересекающихся кривых, последовательно ориентированных вверх. Не каждый планарно направленный ациклический граф является направленным вверх планарным, и он NP-полон, чтобы проверить, является ли данный граф планарным вверх.

Перечисление планарных графов

В асимптотический для количества (помеченных) планарных графов на ${\displaystyle n}$ вершины ${\displaystyle g\cdot n^{-7/2}\cdot \gamma ^{n}\cdot n!}$, куда ${\displaystyle \gamma \approx 27.22687}$ и ${\displaystyle g\approx 0.43\times 10^{-5}}$.^[8]

Почти все плоские графы имеют экспоненциальное число автоморфизмов.^[9]

Количество немеченых (неизоморфных) плоских графов на ${\displaystyle n}$ вершины между ${\displaystyle 27.2^{n}}$ и ${\displaystyle 30.06^{n}}$.^[10]

Другие факты и определения

В Теорема о четырех цветах утверждает, что каждый планарный граф состоит из 4-раскрашиваемый (т.е. четырехчастный).

Теорема Фари утверждает, что любой простой планарный граф допускает вложение в плоскость так, что все ребра прямая линия сегменты, которые не пересекаются. А универсальный набор точек - это набор точек такой, что каждый плоский граф с п vertices имеет такое вложение со всеми вершинами в множество точек; существуют универсальные точечные множества квадратичного размера, образованные из прямоугольного подмножества целочисленная решетка. Каждый простой внешнепланарный граф допускает вложение в плоскость так, что все вершины лежат на фиксированной окружности, а все ребра представляют собой отрезки прямых линий, которые лежат внутри диска и не пересекаются, поэтому п-вертекс правильные многоугольники универсальны для внешнепланарных графов.

Планарный граф и его двойной

Учитывая вложение грамм связного графа (не обязательно простого) на плоскости без пересечений ребер, строим двойственный граф грамм* следующим образом: выбираем по одной вершине в каждой грани грамм (включая внешнюю грань) и для каждого края е в грамм мы вводим новое преимущество в грамм* соединение двух вершин в грамм* соответствует двум граням в грамм которые встречаются в е. Кроме того, этот край нарисован так, что он пересекает е ровно один раз и что никакой другой край грамм или же грамм* пересекается. потом грамм* снова является вложением (не обязательно простого) плоского графа; у него столько граней, сколько грамм, столько вершин, сколько грамм имеет лиц и столько лиц, сколько грамм имеет вершины. Термин «дуальный» оправдан тем, что грамм** = грамм; здесь равенство - это эквивалентность вложений на сфера. Если грамм планарный граф, соответствующий выпуклому многограннику, то грамм* - планарный граф, соответствующий двойственному многограннику.

Дуальные полезны, потому что многие свойства двойственного графа связаны простыми способами со свойствами исходного графа, что позволяет доказывать результаты о графах, исследуя их двойственные графы.

В то время как двойник, построенный для конкретного вложения, уникален (с точностью до изоморфизм ) графы могут иметь разные (т. е. неизоморфные) дуальные, полученные из разных (т. е. неизоморфных)гомеоморфный ) вложения.

А Евклидов граф представляет собой граф, в котором вершины представляют точки на плоскости, а ребрам присвоены длины, равные евклидову расстоянию между этими точками; видеть Теория геометрических графов.

Плоский граф называется выпуклый если все его грани (включая внешнюю) выпуклые многоугольники. Планарный граф можно нарисовать выпукло тогда и только тогда, когда он подразделение из 3-вершинно-связанный планарный граф.

Гипотеза Шайнермана (теперь теорема) утверждает, что любой плоский граф может быть представлен как граф пересечений из отрезки линии в плоскости.

В теорема о плоском сепараторе заявляет, что каждый п-вершинный планарный граф можно разбить на два подграфы размером не более 2п/ 3 удалением O (√п) вершины. Как следствие, планарные графы также имеют ширина дерева и ширина ветки O (√п).

Для двух плоских графов с v вершин можно определить за время O (v) являются ли они изоморфный или нет (см. также проблема изоморфизма графов ).^[11]

В коэффициент решетчатости плоского графа нормализует количество его ограниченных граней (так же, как звание цепи графика, Критерий планарности Мак-Лейна ) разделив на 2п - 5, максимально возможное количество ограниченных граней в плоском графе с п вершины. Таким образом, он изменяется от 0 для деревьев до 1 для максимальных плоских графов.^[12]

Словесный планарные графы включают в себя планарные графы без треугольников и, в более общем смысле, трехцветные плоские графы ^[13], а также отдельные грани треугольных сеточных графов ^[14], и некоторые триангуляции цилиндрических графов с сеткой ^[15].

Смотрите также

• Комбинаторная карта комбинаторный объект, который может кодировать плоские графы
• Планаризация, планарный граф, сформированный из чертежа с пересечениями путем замены каждой точки пересечения новой вершиной
• Толщина (теория графов), наименьшее количество плоских графов, на которые могут быть разбиты ребра данного графа
• Планарность, компьютерная игра-головоломка, цель которой - встроить плоский граф в плоскость.
• Ростки (дичь), игра с карандашом и бумагой, в которой планарный граф с определенными ограничениями строится как часть игрового процесса
• Проблема трех коммунальных служб, популярная головоломка

Примечания

1. Трюдо, Ричард Дж. (1993). Введение в теорию графов (Исправленное, расширенное переиздание. Ред.). Нью-Йорк: Dover Pub. п. 64. ISBN  978-0-486-67870-2. Получено 8 августа 2012. Таким образом, планарный граф, нарисованный на плоской поверхности, либо не имеет пересечений ребер, либо может быть перерисован без них.
2. Бартелеми, М. (2017). Морфогенез пространственных сетей. Нью-Йорк: Спрингер. п. 6.
3. Шнайдер, В. (1989), "Планарные графы и размерность посета", Заказ, 5 (4): 323–343, Дои:10.1007 / BF00353652, МИСТЕР  1010382, S2CID  122785359.
4. Бхаскер, Джаярам; Сахни, Сартадж (1988), «Линейный алгоритм для поиска прямоугольного двойника плоского триангулированного графа», Алгоритмика, 3 (1–4): 247–278, Дои:10.1007 / BF01762117, S2CID  2709057.
5. Seymour, P.D .; Уивер, Р. В. (1984), "Обобщение хордовых графов", Журнал теории графов, 8 (2): 241–251, Дои:10.1002 / jgt.3190080206, МИСТЕР  0742878.
6. Фельснер, Стефан (2004), "1.4 Внешнепланарные графы и выпуклые геометрические графы", Геометрические графики и расположения, Продвинутые лекции по математике, Friedr. Vieweg & Sohn, Висбаден, стр. 6–7, Дои:10.1007/978-3-322-80303-0_1, ISBN  3-528-06972-4, МИСТЕР  2061507
7. Sysło, Maciej M .; Проскуровский, Анджей (1983), "О графах Халина", Теория графов: Материалы конференции, состоявшейся в Лагуве, Польша, 10–13 февраля 1981 г., Конспект лекций по математике, 1018, Springer-Verlag, стр. 248–256, Дои:10.1007 / BFb0071635.
8. Хименес, Омер; Ной, Марк (2009). «Асимптотическая нумерация и предельные законы плоских графов». Журнал Американского математического общества. 22 (2): 309–329. arXiv:математика / 0501269. Bibcode:2009JAMS ... 22..309G. Дои:10.1090 / s0894-0347-08-00624-3. S2CID  3353537.
9. МакДиармид, Колин; Стегер, Анжелика; Валлийский, Доминик Дж. А. (2005). «Случайные плоские графы». Журнал комбинаторной теории, серия B. 93 (2): 187–205. CiteSeerX  10.1.1.572.857. Дои:10.1016 / j.jctb.2004.09.007.
10. Bonichon, N .; Gavoille, C .; Hanusse, N .; Poulalhon, D .; Шеффер, Г. (2006). «Плоские графики через упорядоченные карты и деревья». Графы и комбинаторика. 22 (2): 185–202. CiteSeerX  10.1.1.106.7456. Дои:10.1007 / s00373-006-0647-2. S2CID  22639942.
11. И. С. Филотти, Джек Н. Майер. Полиномиальный алгоритм определения изоморфизма графов фиксированного рода. Материалы 12-го ежегодного симпозиума ACM по теории вычислений, с.236–243. 1980 г.
12. Buhl, J .; Gautrais, J .; Sole, R.V .; Kuntz, P .; Valverde, S .; Deneubourg, J.L .; Тераулаз, Г. (2004), "Эффективность и надежность в муравьиных сетях галерей", Европейский физический журнал B, Springer-Verlag, 42 (1): 123–129, Bibcode:2004EPJB ... 42..123B, Дои:10.1140 / epjb / e2004-00364-9, S2CID  14975826.
13. М. Халлдорссон, С. Китаев, А. Пяткин. Полутранзитивные ориентации и графы, представимые в виде слов, Discr. Appl. Математика. 201 (2016), 164-171.
14. Т. З. К. Чен, С. Китаев, Б. Ю. Сун. Словесная представимость подразделов граней треугольных сеточных графов, Graphs и Combin. 32 (5) (2016), 1749-1761.
15. Т. З. К. Чен, С. Китаев, Б. Ю. Сун. Словесная представимость триангуляций цилиндрических графов с сеткой, Дискр. Appl. Математика. 213 (2016), 60-70.

Рекомендации

• Куратовски, Казимеж (1930), "Sur le problème des Courbes Gaches en topologie" (PDF), Fundamenta Mathematicae (На французском), 15: 271–283, Дои:10.4064 / fm-15-1-271-283.
• Вагнер, К. (1937), "Über eine Eigenschaft der ebenen Komplexe", Mathematische Annalen (на немецком), 114: 570–590, Дои:10.1007 / BF01594196, S2CID  123534907.
• Boyer, John M .; Мирволд, Венди Дж. (2005), «На переднем крае: упрощенная плоскостность O (n) за счет добавления кромок» (PDF), Журнал графических алгоритмов и приложений, 8 (3): 241–273, Дои:10.7155 / jgaa.00091.
• Маккей, Брендан; Бринкманн, Гуннар, Полезный генератор планарных графов.
• de Fraysseix, H .; Оссона де Мендес, П.; Rosenstiehl, P. (2006), "Деревья Тремо и планарность", Международный журнал основ информатики, 17 (5): 1017–1029, arXiv:математика / 0610935, Дои:10.1142 / S0129054106004248, S2CID  40107560. Спецвыпуск по рисованию графиков.
• Д.А. Бадер и С. Срешта, Новый параллельный алгоритм проверки планарности, Технический отчет ЕЭК ООН 03-002, 1 октября 2003 г.
• Фиск, Стив (1978), «Краткое доказательство теоремы Хватала о стороже», Журнал комбинаторной теории, серия B, 24 (3): 374, Дои:10.1016 / 0095-8956 (78) 90059-Х.

внешняя ссылка

• Исходный код алгоритма планарности с добавлением кромок, версия 1.0 - Бесплатный исходный код на языке C для эталонной реализации алгоритма планарности Бойера – Мирволда, который обеспечивает как комбинаторный планарный модуль для внедрения, так и изолятор подграфа Куратовского. Проект с открытым исходным кодом и бесплатным лицензированием предоставляет Алгоритмы Edge Addition Planarity, текущая версия.
• Публичная реализация библиотеки и редактора графовых алгоритмов - Библиотека алгоритмов графов GPL, включая тестирование планарности, устройство для внедрения планарности и выставку подграфов Куратовского в линейном времени.
• Инструменты библиотеки Boost Graph для плоских графиков, включая тестирование линейной временной планарности, встраивание, выделение подграфа Куратовского и рисование по прямой.
• 3 утилиты Puzzle и плоские графики
• Модель NetLogo Planarity - NetLogo-версия игры Джона Тантало