过n个有标志顶点的数的数目是n^(n-2)

在一个n阶完全图的所有生成树的数量为n的n-2次方

例题：nyoj 127

#include<iostream>

using namespace std;

int f(int n)

{

    int t,i;

    t=n;

    for(i=1;i<n-2;i++)

    {

        t*=n;

        t%=10003;

    }

    return t;

}

int main()

{

    int t,n,m,i;

    cin>>t;

    while(t--)

    {

        cin>>n;

        if(n==2)

        cout<<1<<endl;

        else

        cout<<f(n)<<endl;

    }

}简单点说就是：

一一对应法：

假定T是其中一棵树，树叶中有标号最小者，设为a1，a1的邻接点为b1，从图中消去a1点

和边(a1, b1).b1点便成为消去后余下的树T1的顶点.在余下的树T1中寻找标号最小的树叶，设

为a2，a2的邻接点为b2，从T1中消去a2及边(a2, b2).如此步骤继续n-2次，直到最后剩下一条

边为止.于是一棵树T对应一序列

b1,b2,…,b[n-2]

恢复树T：

序列I    1,2,…n

序列II   b1,b2,…,b[n-2]

在I中找出第一个不出现在II中数，显然是a1，连接边(a1, b1)，在I中消去a1，在II中消

去b1.如此步骤重复n-2次，序列I中两个数，构成最后一条边.

以下是来自Matirx67的blog.




ayley公式是说，一个完全图K_n有n^(n-2)棵生成树，换句话说n个节点的带标号的无根树有n^(n-2)个。Cayley公式的一个非常简单的证明，证明依赖于Prüfer编码，它是对带标号无根树的一种编码方式。

    给定一棵带标号的无根树，找出编号最小的叶子节点，写下与它相邻的节点的编号，然后删掉这个叶子节点。反复执行这个操作直到只剩两个节点为止。由于节点数n>2的树总存在叶子节点，因此一棵n个节点的无根树唯一地对应了一个长度为n-2的数列，数列中的每个数都在1到n的范围内。下面我们只需要说明，任何一个长为n-2、取值范围在1到n之间的数列都唯一地对应了一棵n个节点的无根树，这样我们的带标号无根树就和Prüfer编码之间形成一一对应的关系，Cayley公式便不证自明了。

     看到这，我建议自己划一划，结果就出来了（这句话是我的建议，非Matrix67原文）。

注意到，如果一个节点A不是叶子节点，那么它至少有两条边；但在上述过程结束后，整个图只剩下一条边，因此节点A的至少一个相邻节点被去掉过，节点A的编号将会在这棵树对应的Prüfer编码中出现。反过来，在Prüfer编码中出现过的数字显然不可能是这棵树（初始时）的叶子。于是我们看到，没有在Prüfer编码中出现过的数字恰好就是这棵树（初始时）的叶子节点。找出没有出现过的数字中最小的那一个（比如④），它就是与Prüfer编码中第一个数所标识的节点（比如③）相邻的叶子。接下来，我们递归地考虑后面n-3位编码（别忘了编码总长是n-2）：找出除④以外不在后n-3位编码中的最小的数（左图的例子中是⑦），将它连接到整个编码的第2个数所对应的节点上（例子中还是③）。再接下来，找出除④和⑦以外后n-4位编码中最小的不被包含的数，做同样的处理……依次把③⑧②⑤⑥与编码中第3、4、5、6、7位所表示的节点相连。最后，我们还有①和⑨没处理过，直接把它们俩连接起来就行了。由于没处理过的节点数总比剩下的编码长度大2，因此我们总能找到一个最小的没在剩余编码中出现的数，算法总能进行下去。这样，任何一个Prüfer编码都唯一地对应了一棵无根树，有多少个n-2位的Prüfer编码就有多少个带标号的无根树。

    一个有趣的推广是，n个节点的度依次为D1, D2, …, Dn的无根树共有(n-2)! / [ (D1-1)!(D2-1)!..(Dn-1)! ]个，因为此时Prüfer编码中的数字i恰好出现Di-1次。