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給定一顆邊權為1的樹，點權為v，給定m條從s到t的路徑，對於每個點，求\(ans_i=\sigma_^m [dist(s_j,i)==v[i]]\)

有兩種可能的做法，一種是把路徑全加進去，再每乙個點求\(ans\)，另一種是一條一條加路徑，每次求貢獻。而這道題用的是第一種

對於每一條路徑，將\(s->t\)的路徑拆分為\(s->lca->t\)，\(s->lca\)為左路徑，\(lca->t\)為右路徑，對於左路徑上的點\(i\)，左路徑對它有貢獻當且僅當\(dep[s]-dep[i]==v[i]\)，將\(i\)項移動到一邊，就有\(dep[s]==dep[i]+v[i]\)，這樣就可以把路徑全部加進去再求\(i\)點的貢獻。右路徑同理有\(dep[s]-2*dep[lca]==v[i]-dep[i]\)

\(dfs\)整顆樹，從下向上回溯時求\(ans\)，對於回溯時遇到的點\(i\)，加入以它為\(s/t\)的左右路徑，求一次\(ans\)，退出時減去以它為\(lca\)的左右路徑即可，然後就發現過不了樣例

（假設當前在以\(u\)為根的子樹中\(dfs\)）因為在\(u\)的某一珂子樹\(v\)中的時候，\(u\)的其他子樹裡面的路徑也被記錄下來了，這時就會導致一條路徑對不在它上面的點做出貢獻。

解決方法：因為求的是滿足上面兩個約束的路徑條數，那麼在遞迴進入\(v\)子樹加入裡面的路徑之前，先減去此時滿足約束條件的路徑條數，這樣就保證了做出貢獻的都是\(v\)子樹裡面出發的路徑

另外，如果\(i\)是路徑的\(lca\)的話可能被計算兩次（左右路徑各一次），所以要減1，即當滿足\(v[lca]==dep[s]-dep[lca]\)的時候減1

code:

#include#define n 900005
#define m 300005
using namespace std;
const int temp = 300000;
int n,m;
int dep[m],w[m],fa[m][18],ans[m];
int lsum[n],rsum[n];//桶 
vectorl[m],r[m];//lca在上面，出 
vectorl[m],r[m];//s,t在下面,入 
struct edge
edge[m<<1];int head[m],cnt=1;
void add_edge(int from,int to)
template void read(t &x)
void dfs(int rt)
}int lca(int x,int y)
void dfs(int rt)
//加入rt
for(int i=0;i<(int)l[rt].size();++i)
for(int i=0;i<(int)r[rt].size();++i)
ans[rt]+=lsum[dep[rt]+w[rt]+temp]+rsum[w[rt]-dep[rt]+temp];
//刪除以rt為lca的鏈 
for(int i=0;i<(int)l[rt].size();++i)
for(int i=0;i<(int)r[rt].size();++i)		}
int main()
dfs(1);
for(int i=1;i<=n;++i) read(w[i]);
for(int i=1;i<=m;++i)
dfs(1);
for(int i=1;i<=n;++i) printf("%d ",ans[i]); 
return 0;
}

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