浅谈Prufer序列

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\(\text{Prufer}\)序列，是树与序列的一种双射。

构建过程：

• 每次找到一个编号最小的叶子节点\(Leaf\),将它删掉，并将它所连接的点的度数\(-1\),且加入\(\text{Prufer}\)序列。

• 重复上述步骤，直到只剩下两个点。

实现：

考虑如何实现。

最朴素的显然每次暴力找，复杂度\(O(n^2).\)显然不够优秀。

用堆来维护节点，显然可以做到\(O(n\log n).\)

考虑线性实现：维护一个指针，每次指向编号最小的叶节点。删除之后，如果新产生了叶节点并且编号要比指针编号小，则加入\(\text{Prufer}\)序列，继续删除。否则自增到下一个叶节点。

指针只会增加，最多增加\(O(n)次\)，时间复杂度即为\(O(n).\)

Rebuild重建

若已知\(\text{Prufer}\)序列，如何重建树？

先通过\(\text{Prufer}\)序列将每一个元素的度\((\text{Deg})\)还原。

同样地，维护一个指针，每次指向编号最小的叶子节点，并把它与当前\(\text{Prufer}\)序列的第一个元素相连。将两个元素的度都减一，并继续找新产生的\(Leaf\),同\(\text{Prufer}\)序列的构建过程。

时间复杂度同样是\(O(n).\)

用处：

• 凯莱定理：\(n\)个点的完全图生成树个数为\(n^{n-2}.\)
• 用来造树的数据
• 推一堆计数式子

例题

• 模板 Link

代码实现：

下面是模板代码，用了\(\text{fread.}\)

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n,m,f[5000010],p[5000010],d[5000010];
long long ans;
namespace IO{
	char buf[1<<21],*p1=buf,*p2=buf;
	#define gc() (p1==p2&&(p2=(p1=buf)+fread(buf,1,1<<21,stdin),p1==p2)?EOF:*p1++)
	inline int read(){
		int s=0,w=1;
		char ch=gc();
		while(!isdigit(ch)){
			if(ch==‘-‘)w=-1;
			ch=gc();
		}
		while(isdigit(ch)){
			s=s*10+ch-‘0‘;
			ch=gc();
		}
		return w==-1?-s:s;
	}
}
using namespace IO;
inline void Turn_Prufer(){
	for(int i=1;i<n;++i)f[i]=read(),++d[f[i]];
	//j为指针 
	for(int i=1,j=1;i<n-1;++i,++j){
		while(d[j])++j;p[i]=f[j];//找到第一个deg为0的点，即为叶子，删掉，把它相连的点加到Prufer里 
		while(i<n-1&&!--d[p[i]]&&p[i]<j)p[i+1]=f[p[i]],++i;//如果Prufer还没找完，并且删掉它爹(这里新产生的点就是p[i])的度数后也成为叶子，且它的编号要小，此处的p[i]就是上一个点(j)的爹 
	}
	for(int i=1;i<n-1;++i)ans^=1ll*i*p[i];
}
inline void Turn_Father(){
	for(int i=1;i<n-1;++i)p[i]=read(),++d[p[i]];
	p[n-1]=n;
	for(int i=1,j=1;i<n;++i,++j){
		while(d[j])++j;f[j]=p[i];
		while(i<n&&!--d[p[i]]&&p[i]<j)f[p[i]]=p[i+1],++i;//p[i]就是新产生的点，根据Prufer逆向构造即可 
	}
	for(int i=1;i<n;++i)ans^=1ll*i*f[i];
}
inline void write(long long A){
	if(A<0)putchar(‘-‘),A=-A;
	if(A>9)write(A/10);
	putchar(A%10+‘0‘);
}
int main(){
	n=read(),m=read();
	if(m==1)Turn_Prufer();
	else Turn_Father();
	write(ans);
	return 0;
}

浅谈Prufer序列

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