描述
輸入
第一行包含兩個整數n和m;輸出之後n-1行,每行包括兩個整數x和y,表示x和y之間有一條白線;
之後m行,每行包括兩個整數x和y,表示x和y之間有一條黑線。
輸出乙個整數表示炸掉一條白線和黑線使得星星被分成兩部分的方案數。題意:
給定一顆n節點的樹,通過n-1條白邊連線,又有m條黑邊連線(不與白邊重複),現要摧毀黑白邊各一條,問有多少種方案能將這顆樹分成兩部分。
思路:一開始嘗試用了邊雙連通來做,縮點後的方案數為(邊雙連通分量數-1)*m(分量之間的邊必為白邊,如果是黑邊則黑邊之間必有白邊會構成乙個邊雙連通分量),然後對於分量內的方案,如果有一條黑邊則方案數為該分量內的白邊數,0條黑邊為白邊數×黑邊總數。然而這是不全面的,如果只切一條邊是可以用邊雙聯通來想的,但這裡是切兩條邊,切了一條邊後原邊的邊雙連通就不一定還是「原班人馬」。
從樹的角度出發在樹上的任意兩點間(不與白邊重複)增加一條黑邊(u->v),就會構成一條(u->lca(u,v)->v)的迴路這個迴路裡的任意乙個點想要脫離就需要切斷與其父節點連線的邊和這條黑邊。由此可知當乙個點受兩條黑邊影響時由於只能去掉一條所以無法脫離。當某一點沒有受到黑邊影響時只要切斷與其父節點的邊就能脫離。
對於lca的求解,採用了數鏈剖分(剛學想再熟悉一下 其他的方法還沒學)。
簡單介紹下數鏈剖分:
將乙個父節點的子結點分成兩類:重兒子,和輕兒子。(按子節點所在子樹的節點數來分,節點數最多的為重兒子)對於乙個結點它至多有乙個重兒子(若最大值有多個,則隨便選乙個即可)。重兒子間的邊構成重鏈,反之為輕鏈。重鏈上的點可以直接跳到鏈的頂端,輕鏈也可以,不過它的頂端為自己。這或許就是按子樹節點數來劃分輕重兒子的原因之一吧。使盡可能多的點可以「坐電梯」,從而達到優化時間效率的目的。
在求lca(u,v)時根據兩點鏈頂的深度來選擇哪個向上「跳」(鏈頂相同,則說明在同一條鏈上則不進入迴圈),若 u所在鏈頂的深度較v的要深,則u跳到所在鏈頂節點的父節點。
對於為什麼是按鏈頂的深度跳,我的理解是:對於u,v所在兩條不同的鏈,如果鏈頂的深度一樣,那麼說明兩者的lca還在鏈頂的上面,至少是鏈頂的父節點,所以二者隨意乙個跳就行了(一起跳應該也可以畢竟乙個跳完後新鏈頂的深度肯定比另乙個要淺下次一定是另乙個跳,但程式設計麻煩,不考慮,還是老老實實乙個乙個跳吧)。若u鏈頂的深度要深,則為了最後收斂於lca,需u跳。從lca的位置來考慮:二者的lca一定不在u所在的鏈上,而在鏈頂的上面,所以u跳,而v就不一定了因為它鏈頂的深度是小於u的,lca可能就在v所在鏈上,所以一定是鏈頂深的跳。
跳到最後,二者在同一條鏈上了,考慮輕鏈和重鏈兩種情況:
輕鏈:因為就乙個點所以lca就是兩者所在的點;
重鏈:u,v深度(跳完後的,不是原來的u,v)淺的為lca。
#include
using
namespace std;
const
int ms=
2e5+5;
struct enode
e[ms*2]
;struct tnode
t[ms]
;int head[ms]
,a[ms]
,m;long
long ans=0;
void
dfs1
(int u,
int fa)
t[u]
.son=mx;
}void
dfs2
(int u,
int top)
}int
qlca
(int x,
int y)
else
}return t[x]
.deep>t[y]
.deep?y:x;
}void
solve
(int u)
if(t[u]
.fa)
//減去連線其父節點的白邊
}void
add_edge
(int u,
int v)
; head[u]
=cnt++
; e[cnt]
=(enode)
; head[v]
=cnt++;}
intmain()
dfs1(1
,0);
dfs2(1
,0);
for(
int i=
1;i<=m;i++
)solve(1
);cout<}
若有什麼錯誤,歡迎指正^ _ ^ 。 《小王子》隨筆
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