CSP-S2019 D1T2 括号树
CSP-S2019 D1T2 括号树
题目背景
本题中合法括号串的定义如下：
()是合法括号串。- 如果
A是合法括号串，则(A)是合法括号串。 - 如果
A，B是合法括号串，则AB是合法括号串。
本题中子串与不同的子串的定义如下：
- 字符串
S的子串是S中连续的任意个字符组成的字符串。S的子串可用起始位置 ll 与终止位置 rr 来表示，记为 S (l, r)S(l,r)（1 \leq l \leq r \leq |S |1≤l≤r≤∣S∣，|S |∣S∣ 表示 S 的长度）。 S的两个子串视作不同当且仅当它们在S中的位置不同，即 ll 不同或 rr 不同。
题目描述
一个大小为 nn 的树包含 nn 个结点和 n − 1n−1 条边，每条边连接两个结点，且任意两个结点间有且仅有一条简单路径互相可达。
小 Q 是一个充满好奇心的小朋友，有一天他在上学的路上碰见了一个大小为 nn 的树，树上结点从 11 ∼ nn 编号，11 号结点为树的根。除 11 号结点外，每个结点有一个父亲结点，uu（2 \leq u \leq n2≤u≤n）号结点的父亲为 f_uf**u（1 ≤ f_u < u1≤f**u<u）号结点。
小 Q 发现这个树的每个结点上恰有一个括号，可能是( 或)。小 Q 定义 s_is**i 为：将根结点到 ii 号结点的简单路径上的括号，按结点经过顺序依次排列组成的字符串。
显然 s_is**i 是个括号串，但不一定是合法括号串，因此现在小 Q 想对所有的 ii（1\leq i\leq n1≤i≤n）求出，s_is**i 中有多少个互不相同的子串是合法括号串。
这个问题难倒了小 Q，他只好向你求助。设 s_is**i 共有 k_ik**i 个不同子串是合法括号串， 你只需要告诉小 Q 所有 i \times k_ii×k**i 的异或和，即：
(1 \times k_1)\ \text{xor}\ (2 \times k_2)\ \text{xor}\ (3 \times k_3)\ \text{xor}\ \cdots\ \text{xor}\ (n \times k_n)(1×k1) xor (2×k2) xor (3×k3) xor ⋯ xor (n×k**n)
其中 xorxor 是位异或运算。
输入格式
第一行一个整数 nn，表示树的大小。
第二行一个长为 nn 的由( 与) 组成的括号串，第 ii 个括号表示 ii 号结点上的括号。
第三行包含 n − 1n−1 个整数，第 ii（1 \leq i \lt n1≤i<n）个整数表示 i + 1i+1 号结点的父亲编号 f_{i+1}f**i+1。
输出格式
仅一行一个整数表示答案。
题解：
还是先放回忆杀。
用了将近一个点来切T1，但是最后还是因为没开ull见了5分的祖宗。剩下的时间基本都在淦T2，因为T3基本上是毫无头绪。于是T2还是挂了。总之当时考场思路是一团乱麻，根本不知道自己想要写什么。还是蒟蒻太菜了。
细细思考，题意需要我们干什么？首先，处理出从1号点到每个点的括号序列，然后统计它的合法子串数目，最后异或和。
主要卡在如何统计合法子串数目（废话）。
这种统计数目的题，肯定要先试一试递推。那么，递推的转移过程，其实就是看一个新的半括号进场的时候，对答案有什么样子的影响。可以发现的性质是，一个合法括号串一定是一个平衡括号串。如果是左括号，肯定还没构成合法括号串，如果是右括号，首先要看它平衡掉了哪个左括号。这样才能进一步确定这个平衡的区间到底是哪个。
更进一步地，对于题目给出的合法括号串定义3，对于一个合法括号串的前面的所有合法括号串，皆可以与当前的括号串构成新的合法子串。这也是统计的时候唯一需要考虑加法原理的地方。
所以可以得出一个状态转移的方程：设\(cnt[i]\)表示以从根到\(i\)的合法串的数目（注意，并非合法子串）。\(last[i]\)表示离i最近的未被匹配的左括号位置。
即有：
新匹配到的当然是一个新子串，其之前的合法串数目和它自己都会构成一个新的合法子串。于是更新cnt数组，同时，因为last已经被换掉了，所以也要更新last，其更新方法为：
比较好理解的。
先放代码：
#include<cstdio>
#define ll long long
using namespace std;
const int maxn=5*1e5+10;
int n;
ll ans;
char s[maxn];
int tot,to[maxn],head[maxn],nxt[maxn],fa[maxn];
ll cnt[maxn],last[maxn];
//cnt[x]表示根节点到x点的合法串个数，last[x]表示距离x节点最近的未匹配左括号。
void add(int x,int y)
{
to[++tot]=y;
nxt[tot]=head[x];
head[x]=tot;
}
void dfs(int x)
{
last[x]=last[fa[x]];
if(s[x]=='(')
last[x]=x;
else if(last[x])
cnt[x]=cnt[fa[last[x]]]+1,last[x]=last[fa[last[x]]];
for(int i=head[x];i;i=nxt[i])
dfs(to[i]);
}
int main()
{
scanf("%d%s",&n,s+1);
for(int i=2;i<=n;i++)
{
int x;
scanf("%d",&x);
fa[i]=x;
add(x,i);
}
dfs(1);
ans=cnt[1];
for(int i=2;i<=n;i++)
cnt[i]+=cnt[fa[i]],ans^=(i*cnt[i]);
printf("%lld",ans);
return 0;
}
这个算法的精妙之处就在于：它的last数组采用了下传的形式，大大减少了时间复杂度。也就是在函数开始之前先把上面的信息复制下来，这样就免去了回溯的麻烦，以及，快速找到需要的信息。
妙哉！
