（prufer 序列仅对 (n>1) 有效，(n=1) 一般要特判）
prufer 序列是 (n) 个点的有标号无根树集合与 (([1,n]cap)^{n-2}) 的一种双射方式，可以将不会处理的树形结构转化为数组，在很多计数题里很有用。
下面先给出 prufer 序列的构造方式（即定义），然后给出通过任意长度为 (n-2) 每个元素 (in[1,n]) 的序列作为 prufer 序列还原出存在唯一的树的方式（也就自然证明了双射性）。
从树构造 prufer 序列
一次操作指找到当前编号最小的叶子，将它唯一连向的点的编号 append 进 prufer 序列，并且删除该叶子。进行 (n-2) 次操作，还剩下两个由一条边相连的点，此时得到的长度为 (n-2) 的序列则为 prufer 序列。
注意到 (n) 永远不会成为被找到的叶子，所以可以钦定 (n) 为根，那么每次叶子唯一连向的点就是父亲，这样使实现更方便。考虑实时维护各节点的儿子个数，等于 (0) 则及时加入叶子集合，每次从叶子集合里找最小的，可以用堆简单地线对维护。
事实上有线性做法。注意到每次插入后必找最小值，那就可以看刚刚插入的是否最小值，如果是的话就直接用掉，否则才加入叶子集合。这样一来叶子集合的最小值是有单调性的，可以直接用桶存，然后对最小值「one-pointer」即可。
code：
void prf_init(){
for(int i=1;i<n;i++)deg[fa[i]]++;
for(int i=1;i<=n;i++)if(!deg[i])hav[i]++;
int now=1,least=0,d;
for(int i=1;i<=n-2;i++){
if(least)d=least,least=0;
else{while(!hav[now])now++;d=now;hav[now]--;}
prf[i]=fa[d];
if(!--deg[fa[d]])if(fa[d]<now)least=fa[d];else hav[fa[d]]++;
}
}
从 prufer 序列还原树
通过 prufer 序列的定义易知 (i) 在 prufer 序列中出现的次数就等于 (deg_i-1)（对 (x eq n)，(x) 的儿子全被删除了；对 (x=n)，(x) 恰有一个儿子没被删除，但相比非根节点没有父亲对度数的贡献）。那么通过 prufer 序列就可以知道每个点的儿子个数，一开始也就能知道叶子集合。
考虑从左往右通过已知的叶子集合模拟 prufer 序列的构造过程。每次找到最小叶子、删除，可知当前最小叶子跟当前 prufer 值有一条边。如此 (n-2) 次之后连了 (n-2) 条边，还剩一条边是剩下两个点的边，其中一个是 (n)，另一个就在 ([1,n)) 里找一下谁还没爸爸。
通过叶子集合模拟的过程就跟上面构造 prufer 序列的线性做法一模一样地做即可。所以说构造和还原的代码其实基本一样。
code：
void fa_init(){
for(int i=1;i<=n-2;i++)deg[prf[i]]++;
for(int i=1;i<=n;i++)if(!deg[i])hav[i]++;
int now=1,least=0,d;
for(int i=1;i<=n-2;i++){
if(least)d=least,least=0;
else{while(!hav[now])now++;d=now;hav[now]--;}
fa[d]=prf[i];
if(!--deg[fa[d]])if(fa[d]<now)least=fa[d];else hav[fa[d]]++;
}
for(int i=1;i<n;i++)if(!fa[i])fa[i]=n;
}
由此可得一个小结论（当然 prufer 序列的应用远不止于此）：(n>1) 个点的有标号无根树数量为 (n^{n-2})。其实用矩阵树定理也能证（只不过稍烦），就胡个证明吧（就当练习一下线代吧）。
其实就是无向图生成树个数，造出基尔霍夫矩阵，只要证 (n-1) 阶行列式
将第一行作为减数减到其他所有行上，设 (x) 阶方阵 (K_x) 为
只要证 (|K_{n-1}|=n^{n-2})。事实上我们有 (|K_x|=(n-x)n^{x-1})（这是证明不是推导/xyx），下面按 (x) 归纳证明之。
(|K_1|=n-1) 显然满足。当 (x>1) 时，将 (K_x) 按第二行展开：((2,1)) 余子式是个上三角矩阵，显然等于 (-n^{x-2})；((2,2)) 余子式显然是 (|K_{x-1}|)；其他位置都是 (0)，无贡献。假设 (K_{x-1}) 满足，有
证毕！