[洛谷P4183][USACO18JAN]Cow at Large P
Bzoj崩了之后在洛谷偶然找到的点分好题!
在暴力的角度来说,如果我们$O(n)$枚举根节点,有没有办法在$O(n)$的时间内找到答案呢?
此时如果用树形$dp$的想法,发现是可做的,因为可以推得以下的结论:
设$x$为根节点,$d[i]$为$i$节点到$x$的距离(即深度),$g[i]$为$i$节点到最近的出入口(即叶子节点)的距离,$ans_{x}$为以$x$为根节点时的答案。
如果$d[i] \geq g[i]$,则我们可以确定,以$i$为子树,对于$x$为根时的答案贡献为$1$。
如下图:
在对于以$i$为根的子树,会对$ans_{x}$产生$1$的贡献,可以理解为一个人从$i$为根的子树的任意叶子节点出发,可以比贝茜更先到达$i$
而这种解法只需要先$dfs$两次得到$g[i]$和$d[i]$,然后一次$dfs$得到答案,复杂度为$O(n^{2})$。
但是这种做法不够理想,我们还想更快的实现。
如果我们对树的性质较为熟悉,我们知道:
$1$.对于树的某棵子树,子树有m个节点,有:$\sum du[i]=2*m-1$
$2$.对于某棵树,树有n个节点,有:$\sum du[i]=2*n-2$
$PS$:$du[i]$为$i$节点的度。
将性质$1$变形为:$1=\sum (2-du[i])$
在本题中,贡献为1的子树有一个性质,即:$d[i] \geq g[i]\& \&d[fa[i]]<g[fa[i]]$。可以理解为他的父亲贡献为子节点个数,即上图中的$i$的父亲。
所以$ans_{x}$=贡献为1的子树数量之和。这不是废话吗......
所以根据性质$1$,有:$ans_{x}=\sum_{i=1}^{n}[d[i] \geq g[i]](2-du[i])$,稍微解释一下式子的来由:
因为子树的$\sum (2-du[i])=1$,而$1$刚好是一颗子树的贡献,所以满足$d[i] \geq g[i]$的点集,可以组成$ans_{x}$那么多棵贡献为1的子树。如下图:
所以满足$g[i] \geq d[i]$的点集为上图圈出来的点,而答案为贡献为1的子树数量:$3$。
此时我们可以用点分治的想法,将:
$ans_{x}=\sum_{i=1}^{n}[d[i] \geq g[i]](2-du[i])$
求解问题变化成求解点对问题:
$ans_{x}=\sum_{i=1}^{n}[dis(x,i) \geq g[i]](2-du[i])$,$dis(x,i)$为$x$到$i$的距离。
所以设$w$为当前子树的重心,$p[i]$为$i$到重心的距离。
则$dis(x,i) \geq g[i]\rightarrow p[x]+p[i] \geq g[i]\rightarrow p[x] \geq g[i]-p[i]$
而在每次求出$p[i]$后,可以使用树状数组维护$g[i]-p[i]$,不过注意$g[i]-p[i]$会小于0,所以维护时向右移$n$的数量。
细节问题可以看代码,其余的问题欢迎提问。
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int maxn = 1e5 + 5e4;
const int inf = 2e9 + ;
struct node {
int s, e, w, next;
}edge[maxn];
int head[maxn], len;
void init() {
memset(head, -, sizeof(head));
len = ;
}
void add(int s, int e) {
edge[len].s = s;
edge[len].e = e;
edge[len].next = head[s];
head[s] = len++;
}
int root, lens, sum;
int d[maxn], du[maxn], o[maxn], vis[maxn], g[maxn], son[maxn], siz[maxn], ans[maxn];
int rt[maxn], n;
int lowbit(int x) {
return x & -x;
}
void Add(int x, int val) {
for (int i = x; i <= * n; i += lowbit(i))
rt[i] += val;
}
int query(int x) {
int ans = ;
for (int i = x; i > ; i -= lowbit(i))
ans += rt[i];
return ans;
}
void getroot(int x, int fa) {
siz[x] = , son[x] = ;
for (int i = head[x]; i != -; i = edge[i].next) {
int y = edge[i].e;
if (y == fa || vis[y])continue;
getroot(y, x);
siz[x] += siz[y];
son[x] = max(son[x], siz[y]);
}
son[x] = max(son[x], sum - siz[x]);
if (son[x] < son[root])root = x;
}
void getd(int x, int fa) {
o[++lens] = x;
for (int i = head[x]; i != -; i = edge[i].next) {
int y = edge[i].e;
if (y == fa || vis[y])continue;
d[y] = d[x] + ;
getd(y, x);
}
}
void cal(int x, int val, int add) {
lens = , d[x] = val;
getd(x, );
for (int i = ; i <= lens; i++)
Add(g[o[i]] - d[o[i]] + n, - du[o[i]]);
for (int i = ; i <= lens; i++)
ans[o[i]] += add * query(d[o[i]] + n);
for (int i = ; i <= lens; i++)
Add(g[o[i]] - d[o[i]] + n, du[o[i]] - );
}
void solve(int x) {
cal(x, , );
vis[x] = ;
for (int i = head[x]; i != -; i = edge[i].next) {
int y = edge[i].e;
if (vis[y])continue;
cal(y, , -);
sum = siz[y];
root = ;
getroot(y, );
solve(root);
}
}
void dfs1(int x, int fa, int dep) { g[x] = inf;
if (du[x] == )g[x] = ;
for (int i = head[x]; i != -; i = edge[i].next) {
int y = edge[i].e;
if (y == fa)continue;
dfs1(y, x, dep + );
g[x] = min(g[x], g[y] + );
}
}
void dfs2(int x, int fa) {
for (int i = head[x]; i != -; i = edge[i].next) {
int y = edge[i].e;
if (y == fa)continue;
g[y] = min(g[y], g[x] + );
dfs2(y, x);
}
}
int main() {
scanf("%d", &n);
init();
for (int i = , x, y; i < n; i++) {
scanf("%d%d", &x, &y);
add(x, y);
add(y, x);
du[x]++, du[y]++;
}
dfs1(, , );
dfs2(, );
son[] = n, root = , sum = n, getroot(, );
solve(root);
for (int i = ; i <= n; i++) {
if (du[i] == )printf("1\n");
else printf("%d\n", ans[i]);
}
}
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