「2018山东一轮集训」 Tree
为什么出题人这么毒瘤啊??!!一个分块还要带log的题非要出成n<=2*1e5。。。。。。。
为了卡过最后两个点我做了无数常数优化,包括但不限于:把所有线段树改成 存差分的树状数组;把树剖求LCA的极小的log优化成rmq O(1)求LCA;根据测试情况手动调整siz的大小;
但就是死也卡不过去,算了算了QWQ
(常规套路,先把1设成根建有根树)
这个题的主要思路就是 对节点的下标分块,设 f[i][j] 为 第i个块内所有点到点j的距离和,然后看如何快速的动态维护这个玩意。。。。
发现改动一条边权的时候,只有两个点分别位于这条边两侧的时候才会对它们之间的dis有影响。
我们设p为边端点中更深的那个,那么也就是一个在p子树内,一个在子树外的才有影响。。。。
于是我们对每个块开一个vector记录一下这个块内的点的dfs序集合,排完序之后就可以之间O(log)的查询某个块在一棵子树内/外的点数了。。。
因为f[][]的第一维比较小,所以我们可以暴力枚举第一维,然后对第二维进行快速的修改。。。。。这时候发现第二维如果是存dfs序的话会更加方便(子树内可以直接进行区间修改),所以就改成下标代表dfs序啦。。。
对于整块整块的一些点到某个点的距离,用上述方法就行啦。。。可以发现都是区间修改单点查询,所以用差分的树状数组可以快(可能还不止)4倍常数哦。。。
查询零散的点对(i,j)之间的距离的话更加简单。。可以动态维护dis[i]表示i到根的距离(发现也是区间修改单点查询,所以可以类似上述整块的方法处理),答案就是dis[i]+dis[j]-2*dis[LCA(i,j)]。。。
可能说起来不是很多吧qwq?但是要写一辈子啊QWQWQWQ。。。。
(我美好的下午就这么没了QWQ)
话说我把树剖求LCA改成rmq之后反而更慢了QWQ,这是什么鬼啊。。。。
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