(a) kısmı için aynı çözüm yoluna sahibim.
(b) için bakalım:
n≥1 köşeli bir ağaç çizgede
n−1 kenar olması gerektiğini biliyoruz.
n köşeli bağlantılı (ve basit) bir
G çizgesinde kenar sayısının
n−1 den az olamayacağını ispatlayalım.
Eğer
G döngü içermiyorsa bir ağaç olur ve kenar sayısı tam olarak
n−1 dir.
Şimdi,
G döngü içeriyor olsun. Bu durumda
G nin kenar sayısı
e için
e<n−1 olabilir mi? İnceleyelim.
G nin döngü oluşturmasını engelleyecek şekilde bazı yolları silmeye başlayalım.
(v0,v1,v2,…,vk) yolunu sildiğimiz zaman
v0 başlangıç köşesini ve
vk bitiş köşesini silmiyoruz. Arada kalan kenarları siliyoruz.
k−1 tane kenarı silmiş oluyoruz. Aradaki
k−1 tane köşenin de tamamını veya bazılarını silmiş oluyoruz. Çünkü bir
vi köşesi başka bir kenarın da uç noktası olabilir. Yani
(v0,v1,v2,…,vk) yolu üzerinden en çok
k−1 tane köşe silmiş oluyoruz. Bu şekilde silme işlemleri yaparak,
G çizgesinden bir ağaç elde ederiz.
t tane kenar ve
t tane köşe silindiği zaman bu ağaçta
e−t tane kenar ve en çok
n−t tane köşe kalır.
Ağaç Çizgenin Köşe Sayısı≤n−t<e−t−1
Ağaç Çizgenin Köşe Sayısı=Ağaç Çizgenin Kenar Sayısı−1=e−t−1
eşitsizliklerinden çelişki elde edilir. Yani bağlantılı bir
G çizgesinde
e<n−1 olamaz. O halde
e≥n−1 dir. El sıkışma teoremi gereğince
∑v∈Gdeg(v)=2e≥2(n−1)
sonucuna ulaşırız.
Eşitlik durumu ancak ve ancak
G bağlantılı çizgesi bir ağaç iken sağlanır. Çünkü
n−1 kenarlı bağlantılı
G çizgesinde döngü varsa, yine döngü oluşmasına neden olan yolları silerek çizgeyi bir ağaca indirgeyip bir çelişki bulabiliriz.
Dikkate Değer Bazı Sonuçlar:
∙ G ağaç çizgesindeki bağlantısız olan herhangi iki
v1,
v2 köşesini birleştirirsek mutlaka bir döngü oluşur.
∙ G ağaç çizgesindeki bağlantı olan herhangi iki komşu
v1,
v2 köşesinin arasındaki
e kenarını kaldırırsak oluşan
G−e çizgesi bağlantısız olur.