為什麼出題人這麼毒瘤啊？？！！乙個分塊還要帶log的題非要出成n<=2*1e5。。。。。。。
為了卡過最後兩個點我做了無數常數優化，包括但不限於：把所有線段樹改成 存差分的樹狀陣列；把樹剖求lca的極小的log優化成rmq o（1）求lca；根據測試情況手動調整siz的大小；
但就是死也卡不過去，算了算了qwq
(常規套路，先把1設成根建有根樹)
這個題的主要思路就是 對節點的下標分塊，設 f[i][j] 為 第i個塊內所有點到點j的距離和，然後看如何快速的動態維護這個玩意。。。。
發現改動一條邊權的時候，只有兩個點分別位於這條邊兩側的時候才會對它們之間的dis有影響。
我們設p為邊端點中更深的那個，那麼也就是乙個在p子樹內，乙個在子樹外的才有影響。。。。
於是我們對每個塊開乙個vector記錄一下這個塊內的點的dfs序集合，排完序之後就可以之間o(log)的查詢某個塊在一棵子樹內/外的點數了。。。
因為f的第一維比較小，所以我們可以暴力列舉第一維，然後對第二維進行快速的修改。。。。。這時候發現第二維如果是存dfs序的話會更加方便(子樹內可以直接進行區間修改)，所以就改成下標代表dfs序啦。。。
對於整塊整塊的一些點到某個點的距離，用上述方法就行啦。。。可以發現都是區間修改單點查詢，所以用差分的樹狀陣列可以快(可能還不止)4倍常數哦。。。
查詢零散的點對(i,j)之間的距離的話更加簡單。。可以動態維護dis[i]表示i到根的距離(發現也是區間修改單點查詢，所以可以類似上述整塊的方法處理)，答案就是dis[i]+dis[j]-2*dis[lca(i,j)]。。。
可能說起來不是很多吧qwq?但是要寫一輩子啊qwqwqwq。。。。
(我美好的下午就這麼沒了qwq)
話說我把樹剖求lca改成rmq之後反而更慢了qwq，這是什麼鬼啊。。。。
/*inside : b * derta
outside : a * derta
all -> a * derta
inside -> (b-a) * derta
*/#include#include#include#include#include#include#include#define ll long long
using namespace std;
#define pb push_back
const int maxn=200003,n=205;
inline int read()
void w(ll x)
int n,m,t,dep[maxn],siz[maxn],cl[maxn];
int f[maxn],dc,dfn[maxn],dy[maxn],son[maxn];
int bl[maxn],num,val[maxn*2],uu,vv,ww;
int hd[maxn],ne[maxn*2],to[maxn*2];
ll ans=0,f[n][maxn];
vectorid[n];
char s[10];
void add(const int &x,const int &y,const int &z)
void update(const int &t,int x,const int &y)
ll query(const int &t,int x)
void fdfs(int x,int fa)
}void sdfs(int x,int tp)
inline int lca(int a,int b)
return dep[a]>dep[b]?b:a;
}inline int get(int t,int x)
inline void maintain(int o,int derta)
}inline ll calc(int qz,int p)
return an;
}inline void prework()
for(int i=1;i<=200;i++) sort(id[i].begin(),id[i].end());
for(int i=1;i
}inline void solve()
else }}
int main()
prework();
solve();
return 0;
}
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