【bzoj5210】最大连通子块和 树链剖分+线段树+可删除堆维护树形动态dp
题目描述
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输出
样例输入
5 4
3 -2 0 3 -1
1 2
1 3
4 2
2 5
Q 1
M 4 1
Q 1
Q 2
样例输出
4
3
1
题解
树链剖分+线段树+可删除堆维护树形动态dp
如果dp是静态的，设 $f[i]$ 表示以 $i$ 为根的子树中，选出 包括 $i$ 的连通子块 或 空块 的最大点权和。那么有 $f[i]=\text{max}(v[i]+\sum\limits_{i\to j}f[j],0)$ 。所求即是子树内所有点的 $f$ 值的最大值。
当这个dp在序列上进行时，容易转化为最大连续子段和的形式。
当这个dp在树上进行时，考虑将这棵树轻重链剖分，转化为序列问题。
设 $y$ 为 $x$ 的重儿子，所有 $x$ 的轻儿子的 $f$ 值加上 $v[x]$ 为 $g[x]$ ，那么有 $f[x]=\text{max}(f[y]+g[x],0)$ 。
这个形式类似于最小连续子段和中的最小前缀和。使用线段树维护最小前缀和（在重链这一段区间的某位置选出一个点使得 不选链顶到该点父亲，其余选最大的 最大）及总和（都不选）。线段树的叶子节点的最小前缀和和总和都是 $g$ 。
修改时，首先 $v[x]$ 修改导致 $g[x]$ 修改；然后使链顶的 $f$ 值修改，影响链顶父亲的 $g$ ，再不断修改即可。
查询时，一个点的 $f$ 值就是该点到链底节点的最小前缀和。
然而答案是子树内所有 $f$ 的最大值，因此不能仅仅维护最小前缀和。
考虑重链上的部分：其实相当于每一个后缀的前缀中最大的那个，即子段中最大的那个。因此维护最大连续子段和即可直接得出链上所有点的 $f$ 的最大值。
考虑轻链上的部分：一条重链上的答案对链顶父亲有贡献，将这个答案加到链顶父亲对应叶子节点的最大连续子段和即可。即：一个点对应叶子节点初始的最大连续子段和为：该节点的 $v$ 值与该节点轻儿子所在重链的最大连续子段和的最大值。我们对每个节点再维护这个最大值即可。由于要支持修改、查询最值，因此使用可删除堆（或者STL-set）。
这样查询时查询该点到链底的最大连续子段和就是答案了。
修改的时间复杂度为 $O(\log^2n)$ ，询问的时间复杂度为 $O(\log n)$ 。
#include <queue>
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#define N 200010
#define lson l , mid , x << 1
#define rson mid + 1 , r , x << 1 | 1
using namespace std;
typedef long long ll;
struct data
{
ll sum , ls , rs , ts;
inline friend data operator+(const data &a , const data &b)
{
data ans;
ans.sum = a.sum + b.sum;
ans.ls = max(a.ls , a.sum + b.ls);
ans.rs = max(b.rs , b.sum + a.rs);
ans.ts = max(a.rs + b.ls , max(a.ts , b.ts));
return ans;
}
}a[N << 2];
struct heap
{
priority_queue<ll> A , B;
inline void push(ll x) {A.push(x);}
inline void del(ll x) {B.push(x);}
inline ll top()
{
while(!B.empty() && A.top() == B.top()) A.pop() , B.pop();
return A.top();
}
}q[N];
int n , v[N] , head[N] , to[N << 1] , next[N << 1] , cnt , fa[N] , si[N] , bl[N] , end[N] , pos[N] , tot;
ll f[N] , ms[N] , w[N];
char str[5];
inline void add(int x , int y)
{
to[++cnt] = y , next[cnt] = head[x] , head[x] = cnt;
}
void dfs1(int x)
{
int i;
si[x] = 1;
for(i = head[x] ; i ; i = next[i])
if(to[i] != fa[x])
fa[to[i]] = x , dfs1(to[i]) , si[x] += si[to[i]];
}
void dfs2(int x , int c)
{
int i , k = 0;
bl[x] = c , pos[x] = ++tot , w[pos[x]] = v[x];
for(i = head[x] ; i ; i = next[i])
if(to[i] != fa[x] && si[to[i]] > si[k])
k = to[i];
if(k)
{
dfs2(k , c) , f[x] = f[k] , ms[x] = ms[k] , end[x] = end[k];
for(i = head[x] ; i ; i = next[i])
if(to[i] != fa[x] && to[i] != k)
dfs2(to[i] , to[i]) , w[pos[x]] += f[to[i]] , q[pos[x]].push(ms[to[i]]);
}
else end[x] = x;
f[x] = max(f[x] + w[pos[x]] , 0ll) , ms[x] = max(ms[x] , max(f[x] , q[pos[x]].top()));
}
void build(int l , int r , int x)
{
if(l == r)
{
a[x].sum = w[l] , a[x].ls = a[x].rs = max(w[l] , 0ll) , a[x].ts = max(w[l] , q[l].top());
return;
}
int mid = (l + r) >> 1;
build(lson) , build(rson);
a[x] = a[x << 1] + a[x << 1 | 1];
}
void fix(int p , int l , int r , int x)
{
if(l == r)
{
a[x].sum = w[l] , a[x].ls = a[x].rs = max(w[l] , 0ll) , a[x].ts = max(w[l] , q[l].top());
return;
}
int mid = (l + r) >> 1;
if(p <= mid) fix(p , lson);
else fix(p , rson);
a[x] = a[x << 1] + a[x << 1 | 1];
}
data query(int b , int e , int l , int r , int x)
{
if(b <= l && r <= e) return a[x];
int mid = (l + r) >> 1;
if(e <= mid) return query(b , e , lson);
else if(b > mid) return query(b , e , rson);
else return query(b , e , lson) + query(b , e , rson);
}
void modify(int x , int z)
{
data a , b;
bool flag = 0;
a.ls = w[pos[x]] , b.ls = w[pos[x]] - v[x] + z , v[x] = z;
while(x)
{
w[pos[x]] += b.ls - a.ls;
if(flag) q[pos[x]].del(a.ts) , q[pos[x]].push(b.ts);
a = query(pos[bl[x]] , pos[end[x]] , 1 , n , 1);
fix(pos[x] , 1 , n , 1);
b = query(pos[bl[x]] , pos[end[x]] , 1 , n , 1);
x = fa[bl[x]] , flag = 1;
}
}
int main()
{
int m , i , x , y;
scanf("%d%d" , &n , &m);
for(i = 1 ; i <= n ; i ++ ) scanf("%d" , &v[i]) , q[i].push(0);
for(i = 1 ; i < n ; i ++ ) scanf("%d%d" , &x , &y) , add(x , y) , add(y , x);
dfs1(1) , dfs2(1 , 1);
build(1 , n , 1);
while(m -- )
{
scanf("%s%d" , str , &x);
if(str[0] == 'M') scanf("%d" , &y) , modify(x , y);
else printf("%lld\n" , query(pos[x] , pos[end[x]] , 1 , n , 1).ts);
}
return 0;
}
