随笔分类 - 树
摘要：根据期望的线性性，我们算出每个点期望被计算次数，然后进行累加. 考虑点 $x$ 对点 $y$ 产生了贡献，那么说明 $(x,y)$ 之间的点中 $x$ 是第一个被删除的. 这个期望就是 $\frac{1}{dis(x,y)+1}$，所以我们只需求 $\sum_{i=1}^{n}\sum_{j=1}^
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摘要：code: #include <bits/stdc++.h> using namespace std; #define setIO(s) freopen(s".in","r",stdin) const int N=200006; const double eps=1e-6; const double
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摘要：犯傻了，想到了如果是 0->1 的话就找最深的非 1 编号，是 1 -> 0 的话就找最深的非 0 编号. 但是没有想到这个东西可以直接维护. 假设不考虑叶子节点，那么如果当前点的值是 1 的话要求儿子节点权和 > 1 假设当前从 0->1，那么该叶子造成的影响一定是一条向上的链. 如果向上走到某一
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摘要：最近学了一下线段树分治，感觉还蛮好用... 如果正常动态维护最大生成树的话用 LCT 就行，但是这里还有时间这一维的限制. 所以，我们就把每条边放到以时间为轴的线段树的节点上，然后写一个可撤销 LCT 就好了 ~ code: #include <bits/stdc++.h> #define RM 3
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摘要：强行把序列问题放树上，好无聊啊~ code: #include <bits/stdc++.h> #define N 200005 #define setIO(s) freopen(s".in","r",stdin) using namespace std; int tot,edges,tim; in
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摘要：这个是真——可持久化字典树..... code: #include <bits/stdc++.h> #define N 100006 #define setIO(s) freopen(s".in","r",stdin) using namespace std; int n,edges,Q,tot;
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摘要：code: #include <bits/stdc++.h> #define N 100004 #define ll long long #define setIO(s) freopen(s".in","r",stdin) using namespace std; ll S; ll val[N],d
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摘要：联赛前练练码力. code: #include <vector> #include <cstdio> #include <cstring> #include <algorithm> #define N 200006 #define ll long long #define lson t[x].ch[
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摘要：虽然是裸的换根dp，但是为了在联赛前锻炼码力，强行上了点分树+线段树. 写完+调完总共花了不到 $50$ 分钟，感觉还行. code: #include <bits/stdc++.h> #define N 420004 #define LL long long #define setIO(s) fr
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摘要：题意：给定一颗树，树上每个点通电概率为 $q[i]$%，每条边通电的概率为 $p[i]$%，求期望充入电的点的个数. 期望在任何时候都具有线性性，所以可以分别求每个点通电的概率（这种情况下期望=概率 $\times 1$ ）然后累加. 然而，直接求通电的概率不是很好求，所以可以求不通电的概率，然后
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摘要：题意： $mhy$ 住在一棵有 $n$ 个点的树的 $1$ 号结点上，每个结点上都有一个妹子。 $mhy$ 从自己家出发，去给每一个妹子都送一台电脑，每个妹子拿到电脑后就会开始安装 $zhx$ 牌杀毒软件，第 $i$ 个妹子安装时间为 $Ci$。 树上的每条边 $mhy$ 能且仅能走两次，每次耗费
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摘要：给一颗树，$1$ 号节点已经被染黑，其余是白的，两个人轮流操作，一开始 $B$ 在 $1$ 号节点，$A$ 选择 $k$ 个点染黑，然后 $B$ 走一步，如果 $B$ 能走到 $A$ 没染的节点则 $B$ 胜，否则当 $A$ 染完全部的点时，$A$ 胜。求能让 $A$ 获胜的最小的 $k$ 我们发现
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摘要：没啥难的，inf 的值设小了调了半天~ code:
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摘要：求树上两条路径的 LCP （树上每个节点代表一个字符） 总共写+调了6个多小时，终于过了~ 绝对是我写过的最复杂的数据结构了 我们对这棵树进行轻重链剖分，然后把所有的重链分正串，反串插入到广义后缀自动机中. 求 LCP 的话就是后缀树中两点 $LCA$ 的深度. 如果 $LCP$ 的长度小于两个重链
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摘要：维护信息的方式十分巧妙~ 维护每一棵 splay 中深度最浅，深度最深的点距离最近的白点. 这样非常方便维护，进行区间合并，进行子树维护 很多时候在维护东西的时候最大/最小/深度最小/深度最大会相对容易维护，所以如果用树剖/LCT维护信息时发现很难维护的话可以采用这种套路. 因为动态树是可以维护子树
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摘要：题意：给定一张图，保证 $1$ 号点到其他所有点的最短路径是唯一的，求：对于点 $i$，不经过 $1$ 到 $i$ 最短路径上最后一条边的最短路. 题解：可以先建出最短路树，然后枚举每一条非树边. 对于一条非树边，影响的只是 $(u,lca)$，$(lca,v)$ 这些点的答案，然后你发现可以写成
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摘要：题意：给定一颗 $n$ 个节点的树，定义 $dis(x,y)$ 为树上点 $x$ 到 $y$ 的路径经过的边数. 定义一个点集 $S$ 的 $f(S)$ 为 $f(S)=max\left \{dis(x,y)|x,y\in S\right \}$ $,|S|\geqslant2$ 求：对于 $i$
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摘要：如果做过起床困难综合征的话应该很快就能有思路，没做过那道题的话还真是挺费劲的. 我们不知道要带入的值是什么，但是我们可以知道假设带入值得当前位为 $1$ 时这一位在经过位运算后是否为 $1$. 至于这个怎么维护，我们开两个变量 $f0,f1$ 代表初始带入全 $0$，全 $1$ 时每一位得值. 然后
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摘要：这个还是比较好理解的. 你考虑如果所有边构成一棵树的话直接用 LCT 模拟一波操作就行. 但是可能会出现环，于是我们就将插入/删除操作按照时间排序，然后依次进行. 那么，我们就要对我们维护的生成树改变一下定义：生成树中的每一条边都是关键边，且要求两点间关键边的最小值最大. 什么边能成为关键边？就是这
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摘要：挺好的一道题. 假设连了 $i$ 条边且恰好连成了一棵树. 那么下一条连边有 3 种情况：1.连接两个不连通的点. 2.连接的两个点联通，且能构成奇环. 3.连接的两个点联通，能构成偶环. 对于情况1，直接将两个点相连即可. 对于情况2，显然这个奇环存在的时间为 $[s_{i+1},\min_{E
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