這篇不算題解，是讓自己複習的，什麼都沒說清楚。
很久沒有寫點分治了，以前為了趕課件學的太急，板子都沒打對就照著題解寫題，導致學得很不紮實。
這道題差不多是在郭老師的指導下一點點湊出來的，還是沒能自己完整寫出一道題，慚愧。
這道題大意是：給出一棵邊權為0/1的樹，求滿足以下條件的路徑總數：0的個數等於1的個數，且路徑上存在一點到路徑兩端也滿足該條件。
這種求路徑總數的題，可以想到用點分治。
把0看作-1，就可以轉化為路徑邊權和為0。
如果沒有休息點這個條件是很容易統計的，加上這個條件我們就要多記一些資訊了。
點分治的容斥寫法應用範圍有限，用另一種寫法會更方便。
類似樹形揹包，我們在統計經過u點的路徑條數時，維護了乙個之前遍歷過的子樹上的路徑集合，每次進入一棵新子樹，記錄一下現在走的鏈，和之前集合裡的鏈拼在一起形成答案，最後把現在的鏈加入集合中。
所以對這道題，我們維護現在走的路徑和之前的路徑集合時都分作兩類：有休息點和沒有休息點。
現在有休息點的路徑某段字尾和為0，有一段和為0等價於有兩點字首和相等，開桶記錄字首和，類似p3941 入陣曲那道題。
沒有休息點的路徑用路徑集合中有休息點的路徑匹配，有休息點的路徑之前有沒有休息點都能匹配。
現在走的有休息點的路徑可能本身已經滿足條件了，要記入答案。
注意：休息點也可以不在路徑上某點，而在根節點，即兩邊各有一條「1、-1」的路徑，要加上這種情況。
#include using namespace std;
const int n=3e5+5,inf=0x3f3f3f3f;
int n,rt,rtsiz,tot[2],d[2][n],siz[n];
long long ans;
bool del[n];
struct bucket
inline int ask(int pos)
}cnt[2],vis;
int top,ver[n],val[n],nxt[n],head[n];
inline void add(int x,int y,int z)
void findrt(int u,int fa,int all)
mxsiz=max(mxsiz,all-siz[u]);
if(mxsiz}void getdis(int u,int fa,int dis)
if(!op) vis.add(dis,-1);//如果是第一次出現 就退棧 倒出桶
}void calc(int u) }}
void dfs(int u)
}int main()
rtsiz=inf;
findrt(1,0,n);
dfs(rt);
printf("%lld\n",ans);
return 0;
}
FJ2014集訓 採藥人的路徑
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設 f i 表示 i 個點的無向連通圖個數，g i 表示 i 個點的無向圖個數。列舉 1 所在連通塊的大小，有 g i sum limits ic f jg 化簡得 g i sum limits i fracf jg frac sum limits i frac frac 設 f i frac,g ...