最近公共祖先算法LCA笔记(树上倍增法)
Update:
2019.7.15更新
万分感谢[宁信]大佬,认认真真地审核了本文章,指出了超过五处错误捂脸,太尴尬了.
万分感谢[宁信]大佬,认认真真地审核了本文章,指出了超过五处错误捂脸,太尴尬了.
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重要事情说三遍!!!!!
2019.7.16更新
笔记再次完善,感谢[Ichinose]大佬提出的好问题,并且修改了代码部分的错误注释.
笔记再次完善,感谢[Ichinose]大佬提出的好问题,并且修改了代码部分的错误注释.
笔记再次完善,感谢[Ichinose]大佬提出的好问题,并且修改了代码部分的错误注释.
重要事情说三遍
2019.8.7更新
感谢QQ大佬,wust-pyoxiao大佬指出问题。
感谢QQ大佬,wust-pyoxiao大佬指出问题。
感谢QQ大佬,wust-pyoxiao大佬指出问题。
重要事情说三遍!!!!!
最近公共祖先
概念定义
对于节点\(x,y\)而言,如果说\(z\)节点既是\(x\)的祖先节点,也是\(y\)的祖先节点.
那么我们认为\(z\)节点是\((x,y)\)的公共祖先节点.
公共祖先节点有很多,那么深度最大的节点,被称之为最近公共祖先.记为LCA(x,y)
你也可以认为\(LCA(x,y)\)节点,是所有公共祖先节点中,离着\(x,y\)这两个点的距离最近.
在这张图片上面,我们举几个例子.
树上倍增法
初始思维
树上倍增算法,是一个非常重要的算法,一般来说树上的问题,很多时候都会运用到树上倍增的算法思想.
我们知道,暴力算法,是一步,一步,一步非常踏实的算法.
但是我们知道,一步步走抵达终点太慢了,我们不得不学会连蹦带跳.
每一次都比上一次多跳一倍的格子.
我们发现,两个点的最近公共祖先,很多时候离他们很远.
换一张升级版本的图片
我们发现
他们的公共祖先离他们比较远.
我们可以分析一下.
这个式子的意思是.
也就是
假如说我们要用暴力方法的话.我们需要走三步,走一步要一格.
但是如果我们连蹦带跳的话.
第一跳,我们走一格.
第二跳,我们走两格.
我们惊奇地我们发现,我们只需要跳两次了.
倍增思想
既然如此的话,我们发现任意一个数字,都可以被划分成下面这个公式.
这就是我们的二进制划分的思想,任何一个数字都可以被二进制划分.
也可以这么理解,我们知道一个数有它的十进制表达,也有它的二进制表达.
我们所谓的划分,就是将一个十进制数,转换为二进制表达.
再举一个例子.
我们可以这么认为.
二进制表示下,计数位置从0开始.
之前有富有学习经验的大佬说代码部分.
for(int k=lg[deep[x]]-1; k>=0; k--) //从大到小,枚举我们所需要的长度.2^(log(deep[x]))~1
if(fa[x][k]!=fa[y][k])//如果发现x,y节点还没有上升到最近公共祖先节点
{
x=fa[x][k];//当然要跳跃
y=fa[y][k];//当然要跳跃
}
部分不利于初学者们理解.那么我们来认认真真地解析一下.
- 为什么要倒着循环,而且正着循环会出问题
我们来看一组样例.多么的250
我们将他们放到树上.也就是节点a离着最近公共祖先有\(250\)个距离.
假如说我们是顺着循环走的.我们必然走不到终点.
我们刚开始,走了\(2^0\)格,我们发现满足条件,于是我们走了\(2^0\)个格子.
我们然后,走了\(2^1\)格,我们发现也满足条件,\((a,b)\)节点还是没有相遇,于是我们走了\(2^1\)个格子
我们接着,走\(2^2\)格子,我们惊奇地发现,也是满足条件的,于是我们走了\(2^2\)个格子.
不停地走啊走,我们永远都走不到终点.
因为抵达终点的路径,必须是二进制拆分下的路径.
接下来我们分析一下为什么我们最后一遍循环完后,不是是Lca节点,而且Lca节点的儿子节点.
if(fa[x][k]!=fa[y][k]) //如果不相遇
x=fa[x][k],y=fa[y][k];//我们才会跳跃.
那么我们实际能跳跃到的节点们,其实也就是a节点到Lca节点的儿子节点这一段上面的节点.
Lca节点,肯定fa[x][k]=fa[y][k].
但是我们fa[x][k]!=fa[y][k],所以Lca节点不能抵达.
但是Lca节点的儿子节点,肯定fa[x][k]!=fa[y][k].
所以Lca节点的儿子节点,是我们能够跳跃的最大距离了.
倍增数组
既然如此的话,我们不妨设置
我们知道二的幂次,是具有一个数学性质的.
或者你可以这么认为.
我们将这个数学性质,带入到我们的倍增数组,就会发现一个转移方程.
倍增数组就这么迅速地解决了!
算法流程
我们知道LCA(x,y)表示为两个节点的公共祖先.
也就是我们知道节点\(x\),和节点\(y\)总会在一个节点相遇.
也就是经过一系列跳跃过后的节点\(x\),和节点\(y\)的深度必须是相同的.
- 节点x必须和节点y在同一深度
根据这个条件,我们刚开始,显然深度更加深的节点(在下面的节点),跳跃到和另外一个节点(在上面的节点),一样的深度.
我们不妨认为,节点\(x\)深度更加深,是属于下面的节点.
如果x在上面,我们就交换x,y即可,反正要使得.
- 利用二进制划分,使得节点\(x\)向上调整到,和节点\(y\)的同一深度.
也就是不停地尝试让节点\(x\)往上走k步.
如果说我们发现,节点\(x\)往上走\(k\)步,还是在\(y\)下面.
- 如果说上调的过程中,发现\(x=y\),说明LCA找到了.
往上面看图片,你可以认为是节点2,和节点4的情况.节点2是节点4的父亲节点. - 当\(x,y\)节点他们的深度一致的时候,两个节点都向上跳跃同样高度,并且需要保证两个节点不相遇
为什么要跳跃同一高度?
之前我们就说了,两个节点必须保证同一高度.
为什么要保证两个节点不相遇,题目不是要我们找到最近公共祖先吗?
这是为了保证最近这个性质.
我们发现满足两个节点不相遇的,深度最浅的两个节点.也就是在最近公共祖先节点下面,离最近公共祖先节点,最近的节点.
就是最近公共祖先节点的两个儿子节点.
那么这两个儿子节点,他们的父亲节点,就必然是最近公共祖先节点.
怎么向上跳跃?其实和之前跳跃是一样的.
也就是不停地尝试让节点\(x,y\)往上走k步.
- 然后最后我们输出\(F[x][0]\),也就是x节点的父节点,我们的最近公共祖先.
代码解析
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n,m,s,x,y,tot=0;
const int N=500005,M=1000005;//N存储节点总数,M存储边的总数
int head[N],edge[M],Next[M];
int deep[N],fa[N][22],lg[N];
//deep[i]是i号节点的深度
//lg是log数组
void add(int x,int y)//链式前项星加边
{
edge[++tot]=y;//存储节点
Next[tot]=head[x];//链表
head[x]=tot;//标记节点位置
return ;
}
void dfs(int x,int y)
{
deep[x]=deep[y]+1;//x是y的儿子节点,所以要+1
fa[x][0]=y;//fa[x][0]表示x的父亲节点,而y是x的父亲节点.
for(int i=1; (1<<i)<=deep[x]; i++) //2^i<=deep[x]表示不能跳出去了,最多跳到根节点上面
fa[x][i]=fa[fa[x][i-1]][i-1];//状态转移 2^i=2^(i-1)+2^(i-1)
for(int i=head[x]; i; i=Next[i]) //遍历所有的出边
if(edge[i]!=y)//因为是无向图,所以要避免回到父亲节点上面去了
dfs(edge[i],x);//访问儿子节点,并且标记自己是父亲节点
return ;//返回
}
int LCA(int x,int y)
{
if(deep[x]<deep[y])//强制要求x节点是在下方的节点
swap(x,y);//交换,维持性质
while(deep[x]>deep[y])//当我们还没有使得节点同样深度
x=fa[x][lg[deep[x]-deep[y]]-1];//往上面跳跃,deep[x]-deep[y]是高度差.-1是因为lg数组是Log值大1
if(x==y)//发现Lca(x,y)=y
return x;//返回吧,找到了...
for(int k=lg[deep[x]]-1; k>=0; k--) //从大到小,枚举我们所需要的长度.2^(log(deep[x]))~1
if(fa[x][k]!=fa[y][k])//如果发现x,y节点还没有上升到最近公共祖先节点
{
x=fa[x][k];//当然要跳跃
y=fa[y][k];//当然要跳跃
}
return fa[x][0];//必须返回x的父亲节点,也就是Lca(x,y)
}
int main()
{
scanf("%d%d%d",&n,&m,&s);//n个节点,m次询问,s为根节点
for(int i=1; i<n; i++) //n-1条边
{
scanf("%d%d",&x,&y);//读入边
add(x,y);//建立边
add(y,x);//建立无向图
}
dfs(s,0);//从根节点,开始建立节点之间的跳跃关系,根节点的父亲节点没有,故选择0
for(int i=1; i<=n; i++)
lg[i]=lg[i-1]+(1<<lg[i-1]==i);//处理log数组的关系,lg[x]=log(x)+1,请记得最后使用要-1
for(int i=1; i<=m; i++)
{
scanf("%d%d",&x,&y);//读入需要查询的节点
printf("%d\n",LCA(x,y));//输出查询的结果
}
return 0;
}
例题
题目描述
Y岛风景美丽宜人，气候温和，物产丰富。
Y岛上有N个城市（编号\(1,2,…,N\)），有\(N-1\)条城市间的道路连接着它们。
每一条道路都连接某两个城市。
幸运的是，小可可通过这些道路可以走遍Y岛的所有城市。
神奇的是，乘车经过每条道路所需要的费用都是一样的。
小可可，小卡卡和小YY经常想聚会，每次聚会，他们都会选择一个城市，使得3个人到达这个城市的总费用最小。
由于他们计划中还会有很多次聚会，每次都选择一个地点是很烦人的事情，所以他们决定把这件事情交给你来完成。
他们会提供给你地图以及若干次聚会前他们所处的位置，希望你为他们的每一次聚会选择一个合适的地点。
输入格式
第一行两个正整数，\(N\)和\(M\)，分别表示城市个数和聚会次数。
后面有\(N-1\)行，每行用两个正整数\(A\)和\(B\)表示编号为\(A\)和编号为\(B\)的城市之间有一条路。
再后面有\(M\)行，每行用三个正整数表示一次聚会的情况：小可可所在的城市编号，小卡卡所在的城市编号以及小YY所在的城市编号。
输出格式
一共有\(M\)行，每行两个数\(Pos\)和\(Cost\)，用一个空格隔开，表示第\(i\)次聚会的地点选择在编号为\(Pos\)的城市，总共的费用是经过\(Cost\)条道路所花费的费用。
数据范围
输入样例：
6 4
1 2
2 3
2 4
4 5
5 6
4 5 6
6 3 1
2 4 4
6 6 6
输出样例：
5 2
2 5
4 1
6 0
解题报告
题意理解
不同于一般的LCA题目,这道题目是,在一棵\(n-1\)条边的树上,有三个节点,要你求出这个三个点抵达一个汇聚点的最少代价.
算法解析
这道题目的核心点,就是它是由三个点构成的最短路.
为什么,它同于一般的题目,难道不是让我们直接求出三个点的最近公共祖先?
汇聚点为什么不是
如果你真的是这么想,脑海里面只有A,B选项,那么你应该庆幸,出题人比较良心丧心病狂留下的唯一良知,他给你提出了一个样例,告诉你为什么不是这样.
因为文化课考试的时候,题目都是A,B,C或者再来一个D的单项选择题.
\(3\)人分别在\(4,5,6\)三个节点上面.
仔仔细细地观察一下,我们发现这道题目的汇聚点,应该是5,而不是4.
- 假如说我们按照楼上这个错误思路,我们的三点的最近公共祖先节点,应该是4.
- 但是最少花费,显然是在\(5\)号节点.
我们的思路居然是错误的!!!
它到底错误在了哪里.
我们要分析一下,这道题目,为什么选择的是5,而不是4?
选择\(4\),那么\(1\)号小朋友不需要行动.
选择\(5\),那么\(2,3\)号小朋友汇聚在点\(5\)后,都不需要行动.
我们可以这么现实化这道题目.
\(2,3\)号小朋友他们是互相的知己一对狗男女,所以说,他们想要先在一起.发朋友圈,秀恩爱
所以\(2,3\)号小朋友他们会先聚集在一起
花费代价为
此时我们面临两大选择.
- \(1\)号同学孤身一人走到2,3号同学相遇的地方.
- \(2,3\)号同学一起
手拉手和\(1\)号同学相遇.再秀一次恩爱,虐一下单身狗1号
假如说\(1\)号同学,与\(2,3\)号同学相隔\(L\)个距离.
我们将会发现,两大选择,会产生两大代价.
然而显然一号选择是最好不过的了.
同样的距离,一个人是一个人走,一个是两个人走,那么必然一个人走消耗卡路里更少.
那么2,3号汇聚的话,他们会花费
之后一号过来找他们，距离消耗了：
这时候一号到了\((x,y,z)\)公共祖先，然后一号朝\(Lca(y,z)\)走
那么消耗总值就是
- \(1,2\)先在一起
- \(2,3\)先在一起
- \(1,3\)先在一起
代码解析
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=500000+200,M=500000*2+100;
int n,m,s,lg[N],deep[N];
struct Lca
{
int head[M],Next[M],edge[M],tot,fa[N][22];
void init()
{
memset(head,0,sizeof(head));
tot=0;
}
void add_edge(int a,int b)
{
edge[++tot]=b;
Next[tot]=head[a];
head[a]=tot;
return ;
}
void dfs(int x,int y)
{
deep[x]=deep[y]+1;
fa[x][0]=y;
for(int i=1; (1<<i)<=deep[x]; i++)
fa[x][i]=fa[fa[x][i-1]][i-1];
for(int i=head[x]; i; i=Next[i])
if (edge[i]!=y)
dfs(edge[i],x);
return ;
}
int LCA(int x,int y)
{
if (deep[x]<deep[y])
swap(x,y);
while(deep[x]>deep[y])
x=fa[x][lg[deep[x]-deep[y]]-1];
if (x==y)
return x;
for(int k=lg[deep[x]]-1; k>=0; k--)
if (fa[x][k]!=fa[y][k])
{
x=fa[x][k];
y=fa[y][k];
}
return fa[x][0];
}
} g1;
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&m);
g1.init();
for(int i=1; i<n; i++)
{
int a,b;
scanf("%d%d",&a,&b);
g1.add_edge(a,b);
g1.add_edge(b,a);
}
g1.dfs(1,0);
for(int i=1; i<=n; i++)
lg[i]=lg[i-1]+(1<<lg[i-1]==i);
for(int i=1; i<=m; i++)
{
int x,y,z,c_x,c_y,c_z,dx,dy,dz;
scanf("%d%d%d",&x,&y,&z);
c_x=g1.LCA(x,y),dx=deep[x]+deep[y]-deep[c_x]+deep[z]-2*deep[g1.LCA(z,c_x)];
c_y=g1.LCA(y,z),dy=deep[y]+deep[z]-deep[c_y]+deep[x]-2*deep[g1.LCA(x,c_y)];
c_z=g1.LCA(x,z),dz=deep[x]+deep[z]-deep[c_z]+deep[y]-2*deep[g1.LCA(y,c_z)];
if(dx>dy)
dx=dy,c_x=c_y;
if(dx>dz)
dx=dz,c_x=c_z;
printf("%d %d\n",c_x,dx);
}
return 0;
}
