30min看完題目，一開始認為t1、t3、t4都是最小生成樹。後來慢慢看題，發現都不是。
t1寫了乙個類似於dij的演算法。流程如下：
找乙個對當前貢獻最大的點（貢獻最大指的是：能看都最多現在沒有看到的點）；
標記找到的點以及它可以看到的點（注意，兩種標記是不一樣的。第一種表示以後再也選不了；第二種表示以看到的點）；
ans++;
如果已經滿足要求，輸出ans。
大概30min寫完。
看到t2第一感覺就是貪心，但想了大概10min考慮貪心是否是對的以及一些細節。後來寫雙向鍊錶的時候寫掛了，果斷換題。主要是吸取了csp的經驗。
才發現t3和t4都不會，寫了兩個騙分程式，去改t2。
t2終於改出來了，一直呆到比賽結束。
ohohohohoh！！！我t2ac了！！！但正確性我不會證啊？？？
t4的資料好水啊，全部加起來，都能拿25分。（有些對不起那些好好打樹形dp只拿了12.5分的同學）。
t3可以用暴力+貪心？？？好水的資料。
下次可以壓縮一下看題時間。最好在20min以內。
不要把一道題的idea照搬到其他題上，比如今天開題的時候認為3道是最小生成樹。想題的時候盡量換一種心態想。
相信自己的感覺，其實t2沒必要花10min思考對還是錯，應該衝動一點。
多學習基礎演算法，比如今天t1差不多是模板的樹形dp居然完全不會。
資料太水了。
相信自己的想法，自信一點。
相信暴力可以ac或拿到較高的分數。
賽時做法：寫了乙個類似於dij的鬼東西，具體做法如上。
賽後做法：其實就是樹形dp的板。但是，由於有 \(n\) 條邊，所以，我們需要刪掉一條邊。在尋找那條邊的過程中，使用dfs，記錄乙個節點的父親，然後判斷：如果找到了乙個點，重複了兩次，且不是當前節點的父親，則當前節點與找到的節點就是我們要刪的邊。把這兩個點記作： \(r_1,r_2\)。如下圖。
然後分別以 \(r_1,r_2\) 作為根，跑一邊樹形dp。設 \(f_,f_\)，分別表示：以 \(r_1\) 為根的情況下，\(x\) 節點不選與選的最小答案。設 \(g_,g_\)，分別表示：以 \(r_2\) 為根的情況下，\(x\) 節點不選與選的最小答案。轉移方程如下：
\[\begin f_=\sum f_,1} \\ f_=\sum\min\,1},f_,0}\} \\ g_=\sum g_,1} \\ g_=\sum \min\,1},g_,0}\} \end
\]初始化：f[i][0]=g[i][0]=1。
以 \(f\) 為例，解釋一下：由於題目的特殊性，如果父親不選則兒子一定都要選；但如果父親選的話，兒子可選可不選，所以就從這兩者選個最小值。
貪心+雙向鍊錶，但是不會正確性的證明；區間dp比較嚴謹而且較好理解。
下面給出一點不算好的貪心證明。
以上圖為例，先給給它從小到大排個序，然後排完序的順序就是列舉的順序。假如1是x，5是y，3是z。那麼想要找到比\(\lvert y-x \rvert,\lvert z-x\rvert\) 更優的方案，則必須有乙個節點，要乾掉 \(y,z\) 的其中乙個。通過題目可知，如果有其他點要幹點 \(y,z\) ，則這個點比 \(y,z\) 還要大，那麼方案會更差。所以，可以用貪心。
區間dp的做法是：將陣列複製一遍，然後設 \(f_\) 為l到r的最小答案。那麼轉移方程顯而易見：f[l][r]=min(f[l][r],f[l][k+1]+f[k+1][r]+abs(max(i,k)-max(k+1,r))
水過，但要打網路流，設乙個超級源點s和超級匯點t，將價值為1的全部點連向s，價值為-1的連向t，這兩種邊流量都是1。原圖中所有邊流量為inf。然後就是最大流模板了。
t4 emma不會。
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