摘要：
用途 树上多次询问，每次询问关于一些关键点，关键点总个数给定限制；单拿出来每个询问，基本上树形dp可以解决 思路 把每次询问的点和询问的点的lca（即关键点）浓缩到虚树上，两点之间的连边包含原树中两点间路径的信息，再在虚树上暴力(?)处理 做法 先yy一个在原树上对于单一询问的做法，然后把它放到虚树 阅读全文
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一定是从随便某个点开始，然后按着dfs序的顺序跑一圈是最好的 所以说，新加一个点x，就减少了dis(pre,next)，增加了dis(pre,x),dis(x,nxt) 删掉一个点同理 这个可以用set维护 阅读全文
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我也想要皮卡丘 跑一遍dijkstra，可以建出一个最短路DAG（从S到任意点的路径都是最短路），然后可以在上面建支配树 并不会支配树，只能简单口胡一下在DAG上的做法 建出来的支配树中，某点的祖先集就是从S到该点的必经点集，也就是说，炸掉某点，这个子树都会变得angryunhappy 大概就是按拓 阅读全文
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首先可以求出从某点做$2^k$次车能到的最浅的点，这个只要dfs一下，把它的孩子能到的最浅的点更新过来就可以 然后倍增地往上跳，不能跳到lca的上面，记录坐车的次数ans 此时有三种情况（设最远能跳到x,y）： 1.再跳也跳不到lca的上面，就是-1 2.路径(x,y)被某趟车覆盖，答案是ans+1 阅读全文
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容易得出，如果我们按照深度一层一层地做，做完一层后，这层某个点的答案就是它的祖先们的子树大小（统计大小时不包括树根） 由于我太菜了不会别的方法，虽然N是5e5的，还是只好用一个树剖（树状数组降常数）水过去了 就是统计到某个点的时候把它的父亲到根+1 阅读全文
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先用kruskal处理出一个最小生成树 对于非树边，倍增找出两端点间的最大边权-1就是答案 对于树边，如果它能被替代，就要有一条非树边，两端点在树上的路径覆盖了这条树边，而且边权不大于这条树边 这里可以树剖来做，但是不想用.. 如果先把非树边从小到大排序然后去覆盖树边，那么一条树边只需要被覆盖一次 阅读全文
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先用线段树处理出推倒某一个后能覆盖到的最右端的位置R（绝对不能是最右边的那个骨牌，因为有可能右面的很短，左面的巨长(R不随L单调)，后面算花费又需要用到这个位置），之后可以花费R到第一个比R大的左端点来跳到下一个骨牌 然后可以倍增处理出跳多少次能跳到哪个骨牌，统计答案即可 阅读全文
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可以证明，如果合并两棵树，新的直径的端点一定是原来两树中直径的端点 可以把新加两个点的操作看成是把两个只有一个点的树合并到原来的树上，然后用其中的一个点去和原来树上的直径两端点更新直径就可以了 阅读全文
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《Segment tree Beats!》，反正我不会 阅读全文
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按点的深度从大到小排序，每次取出深度最大的那个点，如果它还没被覆盖，就在它爷爷上放一个消防局，这样一定是最优的 为了判定是否被覆盖，可以记录从某点的子树中到这个点的最近消防局的距离dis[]（如果没有就是inf呗） 这样的话，对于x，如果dis[x]<=2或者dis[fa[x]]<=1或者dis[f 阅读全文