題面
考慮把每一對點的路徑放到其lca上考慮，為敘述方便，記so
nxs on
x為當前點兒子中子樹包含
x x
的那乙個。設fi
,s' role="presentation" style="position: relative;">fi,
sfi,
s表示在子樹
i i
中，只考慮
s' role="presentation" style="position: relative;">s
s那些兒子的最大值，在設gi
,xg i,
x表示so
nxs on
x中
i i
到x' role="presentation" style="position: relative;">x
x的鏈強制不能選的最大值。
然後對於每個
i i
，g' role="presentation" style="position: relative;">g
g顯然能o(
n)o (n
)求出，就是fx
,ful
lx+∑
j∈x→
ifj,
full
j−so
nxf x,
full
x+∑j
∈x→i
fj,f
ullj
−son
x所以對於路徑(x
,y) (x,
y)
滿足lc
a(x,
y)=i
l ca
(x,y
)=
i，就有轉移： fi
,s=max
(137)
(137)fi
,s
=max
複雜度o(
n2+m
∗2de
gi) o(n
2+m∗
2deg
i)
，已經可以過了，好像還可以記個mx
x,y mxx
,y
表示選的路徑端點分別在x,
y x,
y兩個兒子中的最大值，然後就可以優化到o(
n2+n
∗2de
gi) o(n
2+n∗
2deg
i)
，不過我沒寫。
**：
#include
#include
#include
#include
#include
#define n 1010
#define pii pair
#define mp make_pair
#define pb push_back
#define fs first
#define sc second
#define chkmax(x,y) x=max(x,y)
using namespace std;
int n,m,f[n][1030],g[n],fa[13][n],dep[n];
bool son[n][n];
vectorq[n];
vector e[n];
intread()
void dfs1(int v)
else swap(e[v][i],e[v][0]);
}int lca(int
x,int
y)void calg(int v,int add)
for(int i=0;ifor(int
s=0;s
<=t;s++)
if((!sx||((s>>(sx-1))&1))&&((!sy||(s>>(sy-1))&1)))
chkmax(f[v][s],f[v][s-(sx?(1
<<(sx-1)):0)-(sy?(1
<<(sy-1)):0)]+g[q[v][i].fs]+g[q[v][i].sc]+1);
}for(int i=1;i1
<<(i-1))]);
g[v]=f[v][t];
}int main()
e[1].pb(0);
dfs1(1);
for(int k=1;(1
fa[k][i]=fa[k-1][fa[k-1][i]];
m=read();
for(int i=1;i<=m;i++)
dfs2(1);
printf("%d\n",f[1][(1
<<(e[1].size()-1))-1]);
return
0;}
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