bzoj3626[LNOI2014]LCA 树链剖分
来源:互联网 发布:php开源项目 编辑:程序博客网 时间:2024/05/22 00:08
Description
给出一个n个节点的有根树(编号为0到n-1,根节点为0)。一个点的深度定义为这个节点到根的距离+1。
设dep[i]表示点i的深度,LCA(i,j)表示i与j的最近公共祖先。
有q次询问,每次询问给出l r z,求sigma_{l<=i<=r}dep[LCA(i,z)]。
(即,求在[l,r]区间内的每个节点i与z的最近公共祖先的深度之和)
Input
第一行2个整数n q。
接下来n-1行,分别表示点1到点n-1的父节点编号。
接下来q行,每行3个整数l r z。
Output
输出q行,每行表示一个询问的答案。每个答案对201314取模输出
Sample Input
5 2
0
0
1
1
1 4 3
1 4 2
Sample Output
8
5
HINT
共5组数据,n与q的规模分别为10000,20000,30000,40000,50000。
这题很强,一开始大概想到一点东西但是没有整体的想法。。
贴一波题解巴(我不写是因为我不认为我写的能比gconeice大爷写得更好。。)
显然,暴力求解的复杂度是无法承受的。
考虑这样的一种暴力,我们把 z 到根上的点全部打标记,对于 l 到 r 之间的点,向上搜索到第一个有标记的点求出它的深度统计答案。观察到,深度其实就是上面有几个已标记了的点(包括自身)。所以,我们不妨把 z 到根的路径上的点全部 +1,对于 l 到 r 之间的点询问他们到根路径上的点权和。仔细观察上面的暴力不难发现,实际上这个操作具有叠加性,且可逆。也就是说我们可以对于 l 到 r 之间的点 i,将 i 到根的路径上的点全部 +1, 转而询问 z 到根的路径上的点(包括自身)的权值和就是这个询问的答案。把询问差分下,也就是用 [1, r] − [1, l − 1] 来计算答案,那么现在我们就有一个明显的解法。从 0 到 n − 1 依次插入点 i,即将 i 到根的路径上的点全部+1。离线询问答案即可。我们现在需要一个数据结构来维护路径加和路径求和,显然树链剖分或LCT 均可以完成这个任务。树链剖分的复杂度为 O((n + q)· log n · log n),LCT的复杂度为 O((n + q)· log n),均可以完成任务。至此,题目已经被我们完美解决。
#include<cstdio>#include<algorithm>#include<cstring>#define fo(i,a,b) for(int i=a;i<=b;i++)#define fd(i,a,b) for(int i=a;i>=b;i--)using namespace std;const int N=1e5+5;const int mo=201314;int n,m;typedef long long ll;int tot,head[N],go[N],next[N];int siz[N],dep[N];int pos[N],top[N],fa[N];struct node{ int l,r,lazy; ll s;}t[N*20];struct query{ int id,x,y,val;}q[N<<1];int ans[N];inline void add(int x,int y){ go[++tot]=y; next[tot]=head[x]; head[x]=tot;}inline void dfs1(int x){ siz[x]=1; dep[x]=fa[x]+1; for(int i=head[x];i;i=next[i]) { int v=go[i]; fa[v]=x; dfs1(v); siz[x]+=siz[v]; }}int sz;inline void dfs2(int x,int chain){ pos[x]=++sz; top[x]=chain; int k=0; for(int i=head[x];i;i=next[i]) { int v=go[i]; if (siz[v]>siz[k])k=v; } if (!k)return; dfs2(k,chain); for(int i=head[x];i;i=next[i]) { int v=go[i]; if (v!=k)dfs2(v,v); }}bool cmp(query a,query b){ return a.x<b.x;}inline void build(int x,int l,int r){ t[x].l=l,t[x].r=r; if (l==r)return; int mid=(l+r)>>1; build(x<<1,l,mid); build(x<<1|1,mid+1,r);}inline void pushdown(int x){ //printf("%d\n",x); if(!t[x].lazy||t[x].l==t[x].r)return; t[x<<1].s+=(t[x<<1].r-t[x<<1].l+1)*t[x].lazy; t[x<<1|1].s+=(t[x<<1|1].r-t[x<<1|1].l+1)*t[x].lazy; t[x<<1].lazy+=t[x].lazy; t[x<<1|1].lazy+=t[x].lazy; t[x].lazy=0;}inline void ins(int x,int l,int r){ pushdown(x); if (t[x].l==l&&t[x].r==r) { t[x].lazy++; t[x].s+=r-l+1; return; } int mid=(t[x].l+t[x].r)>>1; if(r<=mid)ins(x<<1,l,r); else if (l>mid)ins(x<<1|1,l,r); else ins(x<<1,l,mid),ins(x<<1|1,mid+1,r); t[x].s=t[x<<1].s+t[x<<1|1].s;}inline int query(int x,int l,int r){ pushdown(x); if (t[x].l==l&&t[x].r==r)return t[x].s; int mid=(t[x].l+t[x].r)>>1; if (r<=mid)return query(x<<1,l,r); else if (l>mid)return query(x<<1|1,l,r); else return query(x<<1,l,mid)+query(x<<1|1,mid+1,r);}inline void solvec(int x,int y){ while (top[x]!=top[y]) { if (dep[top[x]]<dep[top[y]])swap(x,y); ins(1,pos[top[x]],pos[x]); x=fa[top[x]]; } if (dep[x]<dep[y])swap(x,y); ins(1,pos[y],pos[x]);}inline int solveq(int x,int y){ int ans=0; while (top[x]!=top[y]) { if (dep[top[x]]<dep[top[y]])swap(x,y); ans+=query(1,pos[top[x]],pos[x]); x=fa[top[x]]; } if (dep[x]<dep[y])swap(x,y); ans+=query(1,pos[y],pos[x]); return ans;}int main(){ scanf("%d%d",&n,&m); fo(i,2,n) { int x; scanf("%d",&x); add(x+1,i); } dfs1(1); dfs2(1,1); build(1,1,n); fo(i,1,m) { int l,r,z; scanf("%d%d%d",&l,&r,&z); l++,r++,z++; q[i*2-1].x=l-1; q[i*2-1].y=z; q[i*2-1].val=-1; q[i*2-1].id=i; q[i*2].x=r; q[i*2].y=z; q[i*2].val=1; q[i*2].id=i; } sort(q+1,q+n*2+1,cmp); int now=0; fo(i,1,n*2) { while (now<q[i].x) { now++; solvec(1,now); } if (now)ans[q[i].id]+=solveq(1,q[i].y)*q[i].val; } fo(i,1,m)printf("%d\n",ans[i]%mo);}
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