(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.