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Prufer 序列

本文翻译自e-maxx Prufer Code。另外解释一下,原文的结点是从 0 开始标号的,本文我按照大多数人的习惯改成了从 1 标号。

这篇文章介绍 Prufer 序列 (Prufer code),这是一种将带标号的树用一个唯一的整数序列表示的方法。

使用 Prufer 序列可以证明凯莱定理 (Cayley's formula)。并且我们也会讲解如何计算在一个图中加边使图连通的方案数。

注意 :我们不考虑含有 1 个结点的树。

Prufer 序列

Prufer 序列可以将一个带标号 n 个结点的树用 [1,n] 中的 n-2 个整数表示。你也可以把它理解为完全图的生成树与数列之间的双射。

显然你不会想不开拿这玩意儿去维护树结构。这玩意儿常用组合计数问题上。

Heinz Prufer 于 1918 年发明这个序列来证明凯莱定理。

对树建立 Prufer 序列

Prufer 是这样建立的:每次选择一个编号最小的叶结点并删掉它,然后在序列中记录下它连接到的那个结点。重复 n-2 次后就只剩下两个结点,算法结束。

显然使用堆可以做到 O(n\log_2n) 的复杂度

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// 代码摘自原文,结点是从 0 标号的
vector<vector<int>> adj;

vector<int> pruefer_code() {
  int n = adj.size();
  set<int> leafs;
  vector<int> degree(n);
  vector<bool> killed(n, false);
  for (int i = 0; i < n; i++) {
    degree[i] = adj[i].size();
    if (degree[i] == 1) leafs.insert(i);
  }

  vector<int> code(n - 2);
  for (int i = 0; i < n - 2; i++) {
    int leaf = *leafs.begin();
    leafs.erase(leafs.begin());
    killed[leaf] = true;
    int v;
    for (int u : adj[leaf])
      if (!killed[u]) v = u;
    code[i] = v;
    if (--degree[v] == 1) leafs.insert(v);
  }
  return code;
}

给一个例子吧,这是一棵 7 个结点的树的 Prufer 序列构建过程:

prufer

最终的序列就是 2,2,3,3,2

当然,也有一个线性的构造算法。

线性构造

线性构造的本质就是维护一个指针指向我们将要删除的结点。首先发现,叶结点数是非严格单调递减的。要么删一个,要么删一个得一个。(翻译到这突然就知道该怎么做了,然后对照原文发现没什么问题,于是自己口糊吧)

于是我们考虑这样一个过程:维护一个指针 p 。初始时 p 指向编号最小的叶结点。同时我们维护每个结点的度数,方便我们知道在删除结点的时侯是否产生新的叶结点。操作如下:

  1. 删除 p 指向的结点,并检查是否产生新的叶结点。
  2. 如果产生新的叶结点,假设编号为 x ,我们比较 p,x 的大小关系。如果 x>q ,那么不做其他操作;否则就立刻删除 x ,然后检查删除 x 后是否产生新的叶结点,重复 2 步骤,直到未产生新节点或者新节点的编号 >p
  3. 让指针 p 自增直到遇到一个未被删除叶结点为止;

循环上述操作 n-2 次,就完成了序列的构造。接下来考虑算法的正确性。

p 是当前编号最小的叶结点,若删除 p 后未产生叶结点,我们就只能去寻找下一个叶结点;若产生了叶结点 x

  • 如果 x>p ,则反正 p 往后扫描都会扫到它,于是不做操作;
  • 如果 x<p ,因为 p 原本就是编号最小的,而 x p 还小,所以 x 就是当前编号最小的叶结点,优先删除。删除 x 继续这样的考虑直到没有更小的叶结点。

算法复杂度分析,发现每条边最多被访问一次(在删度数的时侯),而指针最多遍历每个结点一次,因此复杂度是 O(n) 的。

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// 从原文摘的代码,同样以 0 为起点
vector<vector<int>> adj;
vector<int> parent;

void dfs(int v) {
  for (int u : adj[v]) {
    if (u != parent[v]) parent[u] = v, dfs(u);
  }
}

vector<int> pruefer_code() {
  int n = adj.size();
  parent.resize(n), parent[n - 1] = -1;
  dfs(n - 1);

  int ptr = -1;
  vector<int> degree(n);
  for (int i = 0; i < n; i++) {
    degree[i] = adj[i].size();
    if (degree[i] == 1 && ptr == -1) ptr = i;
  }

  vector<int> code(n - 2);
  int leaf = ptr;
  for (int i = 0; i < n - 2; i++) {
    int next = parent[leaf];
    code[i] = next;
    if (--degree[next] == 1 && next < ptr) {
      leaf = next;
    } else {
      ptr++;
      while (degree[ptr] != 1) ptr++;
      leaf = ptr;
    }
  }
  return code;
}

Prufer 序列的性质

  1. 在构造完 Prufer 序列后原树中会剩下两个结点,其中一个一定是编号最大的点 n
  2. 每个结点在序列中出现的次数是其度数减 1 。(没有出现的就是叶结点)

用 Prufer 序列重建树

重建树的方法是类似的。根据 Prufer 序列的性质,我们可以得到原树上每个点的度数。然后你也可以得到度数最小的叶结点编号,而这个结点一定与 Prufer 序列的第一个数连接。然后我们同时删掉这两个结点的度数。

讲到这里也许你已经知道该怎么做了。每次我们选择一个度数为 1 的最小的结点编号,与当前枚举到的 Prufer 序列的点连接,然后同时减掉两个点的度。到最后我们剩下两个度数为 1 的点,其中一个是结点 n 。就把它们建立连接。使用堆维护这个过程,在减度数的过程中如果发现度数减到 1 就把这个结点添加到堆中,这样做的复杂度是 O(n\log_2n) 的。

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// 原文摘代码
vector<pair<int, int>> pruefer_decode(vector<int> const& code) {
  int n = code.size() + 2;
  vector<int> degree(n, 1);
  for (int i : code) degree[i]++;

  set<int> leaves;
  for (int i = 0; i < n; i++)
    if (degree[i] == 1) leaves.insert(i);

  vector<pair<int, int>> edges;
  for (int v : code) {
    int leaf = *leaves.begin();
    leaves.erase(leaves.begin());

    edges.emplace_back(leaf, v);
    if (--degree[v] == 1) leaves.insert(v);
  }
  edges.emplace_back(*leaves.begin(), n - 1);
  return edges;
}

线性时间重建树

同线性构造 Prufer 序列的方法。在删度数的时侯会产生新的叶结点,于是判断这个叶结点与指针 p 的大小关系,如果更小就优先考虑它(原文讲得也很略所以我也不细讲啦)

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// 原文摘代码
vector<pair<int, int>> pruefer_decode(vector<int> const& code) {
  int n = code.size() + 2;
  vector<int> degree(n, 1);
  for (int i : code) degree[i]++;

  int ptr = 0;
  while (degree[ptr] != 1) ptr++;
  int leaf = ptr;

  vector<pair<int, int>> edges;
  for (int v : code) {
    edges.emplace_back(leaf, v);
    if (--degree[v] == 1 && v < ptr) {
      leaf = v;
    } else {
      ptr++;
      while (degree[ptr] != 1) ptr++;
      leaf = ptr;
    }
  }
  edges.emplace_back(leaf, n - 1);
  return edges;
}

通过这些过程其实可以理解,Prufer 序列与带标号无根树建立了双射关系。

Cayley 定理

凯莱定理描述如下:所有群 G 同构于在 G 上的对称群的子群。

是不是一脸懵逼不知所措

还有另一种表述:完全图 K_n n^{n-2} 棵生成树。

怎么证明?方法很多,但是用 Prufer 序列证是很简单的。任意一个长度为 n-2 的值域 [1,n] 的整数序列都可以通过 Prufer 序列双射对应一个生成树,于是方案数就是 n^{n-2}

图连通方案数

Prufer 序列可能比你想得还强大。它能创造比凯莱定理更通用的公式。比如以下问题:

一个 n 个点 m 条边的带标号无向图有 k 个连通块。我们希望添加 k-1 条边使得整个图连通。求方案数。

s_i 表示每个连通块的数量。我们对 k 个连通块构造 Prufer 序列,然后你发现这并不是普通的 Prufer 序列。因为每个连通块的连接方法很多。不能直接淦就设啊。于是设 d_i 为第 i 个连通块的度数。由于度数之和是边数的两倍,于是 \sum_{i=1}^kd_i=2k-2 。则对于给定的 d 序列构造 Prufer 序列的方案数是

\binom{k-2}{d_1-1,d_2-1,\cdots,d_k-1}=\frac{(k-2)!}{(d_1-1)!(d_2-1)!\cdots(d_k-1)!}

对于第 i 个连通块,它的连接方式有 {s_i}^{d_i} 种,因此对于给定 d 序列使图连通的方案数是

\binom{k-2}{d_1-1,d_2-1,\cdots,d_k-1}\cdot \prod_{i=1}^k{s_i}^{d_i}

现在我们要枚举 d 序列,式子变成

\sum_{d_i\ge 1,\sum_{i=1}^kd_i=2k-2}\binom{k-2}{d_1-1,d_2-1,\cdots,d_k-1}\cdot \prod_{i=1}^k{s_i}^{d_i}

好的这是一个非常不喜闻乐见的式子。但是别慌!我们有多元二项式定理:

(x_1 + \dots + x_m)^p = \sum_{\substack{c_i \ge 0 ,\ \sum_{i=1}^m c_i = p}} \binom{p}{c_1, c_2, \cdots ,c_m}\cdot \prod_{i=1}^m{x_i}^{c_i}

那么我们对原式做一下换元,设 e_i=d_i-1 ,显然 \sum_{i=1}^ke_i=k-2 ,于是原式变成

\sum_{e_i\ge 0,\sum_{i=1}^ke_i=k-2}\binom{k-2}{e_1,e_2,\cdots,e_k}\cdot \prod_{i=1}^k{s_i}^{e_i+1}

化简得到

(s_1+s_2+\cdots+s_k)^{k-2}\cdot \prod_{i=1}^ks_i

n^{k-2}\cdot\prod_{i=1}^ks_i

这就是答案啦

习题


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