Her grafik gerçekten doğrudur hiçbir ile K 1 , k en fazla minör treewidth sahiptir k - 1 . Bunu aşağıda kanıtlıyoruz, önce birkaç tanım:G,K1 , kk - 1
Let arasında treewidth olduğu G ve ω ( G ) içinde bir klik maksimum boyutu G . Bir grafik , H bir nirengi olan G ise G bir alt grafiğinin bir H ve H (yani, en azından ilgili döngüleri neden olan kiriş olan 4 köşe). Bir nirengi H ve G herhangi bir uygun alt grafiğinin, eğer en az bir nirengi olan H , aynı zamanda bir nirengi olan G . G köşelerinin bir alt kümesi Xt w ( G )G,ω ( G )G,'HG,G,'H'H4'HG,'HG,XG,'HG,X'HH G
t w ( G ) = dk'Hω ( H) - 1
'HG,
Yukarıdaki formül, kanıtlanması için, tüm potansiyel maksimum kliklerinin en fazla boyutuna sahip olduğunu kanıtlamanın yeterli olduğunu ima eder . Şimdi bunu kanıtlıyoruz. Let bir potansiyel maksimum klik olmak ve varsayalım .G k X G | X | ≥ k + 1t w ( G ) ≤ k - 1G,kXG,|X|≥k+1
Bu potansiyel maksimum cliques aşağıdaki karakterizasyonu kullanır: Bir köşe grubu bir potansiyel maksimum klik olan her çifti için, ancak ve ancak, eğer , olmayan komşu (farklı) köşe bir yol yoktur gelen için içinde dışında tüm iç köşeleri ile . Bu karakterizasyon Treewidth ve Minimum Fill-in makalesinde bulunabilir: Minimal Ayırıcıları Bouchitte ve Todinca'ya göre gruplandırmak .G u v X P u , v u v G XXGuvXPu,vuvGX
Bu karakterizasyon ile bir minör türetmek kolaydır . Let . Her köşe için ya bir kenarı olan ya da bir yol yoktur gelen için tüm iç köşe dışında ile . Tüm için olmayan bitişik tüm iç köşe sözleşme içine . Sonunda tüm bitişik olduğu küçük bir ile sonuçlanırız ve X u ∈ X v ∈ X ∖ { u } u v G P u , v u v X v ∈ X u P u , v u G u X | X | ≥ k + 1 u kK1,kXu∈Xv∈X∖{u}uvGPu,vuvXv∈XuPu,vuGuX|X|≥k+1 . Yani bu minördeki derecesi en az , ispatı tamamlıyor.uk