先考虑枚举最后的点,并以其为根

首先,操作祖先-后代关系是没有意义的,因为以后必然有一次操作会操作祖先使其返回原来的位置,那么必然不如操作后代和那一个点(少一次操作)

考虑某一次操作,总深度和恰好减2,因此若有解,操作次数为深度和的一半

考虑dp,令$f_{k}$表示以$k$为根的子树经过若干次操作后,最小的深度和

考虑加入一棵以$son$为根的子树,有三种情况:

1.$f_{son}$大于之前所有子树内部节点的深度和,那么之前的子树中节点不在内部操作,全部与这棵子树抵消,剩下的深度即为$f_{k}$

2.之前子树内部最小的答案也大于了这棵子树内部的深度和,那么用这棵子树的深度和去抵消之前的深度

3.可以证明,一定有方案使得其能够比较完美的匹配,换言之根据奇偶性判断剩下0或1

更具体的,记$g_{k}$表示以$k$为根的子树内部初始深度和(相对于$k$),$sz_{k}$表示以$k$为根的子树内不节点个数,转移如下($g_{k}$是不断加入子树,即记录之前所有子树内部深度和):
$$
f_{k}=\begin{cases}(f_{son}+sz_{son})-g_{k}(g_{k}<f_{son}+sz_{son})\\ f_{k}-(g_{son}+sz_{son})(f_{k}>g_{son}+sz_{son})\\ (f_{k}+g_{son}+sz_{son})\mod\ 2\end{cases}
$$
(关于$g_{k}$的转移是$g_{k}=g_{k}+g_{son}+sz_{son}$)

最后判定$f_{root}$即可,时间复杂度为$o(n^{2})$,可以通过

 1 #include<bits/stdc++.h>
2 using namespace std;
3 #define N 2005
4 #define ll long long
5 struct ji{
6 int nex,to;
7 }edge[N<<1];
8 int E,n,x,y,ans,head[N],sz[N],g[N],f[N];
9 char s[N];
10 void add(int x,int y){
11 edge[E].nex=head[x];
12 edge[E].to=y;
13 head[x]=E++;
14 }
15 void dfs(int k,int fa){
16 sz[k]=g[k]=f[k]=0;
17 if (s[k]=='1')sz[k]=1;
18 for(int i=head[k];i!=-1;i=edge[i].nex)
19 if (edge[i].to!=fa){
20 dfs(edge[i].to,k);
21 sz[k]+=sz[edge[i].to];
22 if (g[k]<f[edge[i].to]+sz[edge[i].to])f[k]=f[edge[i].to]+sz[edge[i].to]-g[k];
23 else{
24 if (g[edge[i].to]+sz[edge[i].to]<f[k])f[k]-=g[edge[i].to]+sz[edge[i].to];
25 else f[k]=((f[k]+g[edge[i].to]+sz[edge[i].to])&1);
26 }
27 g[k]+=g[edge[i].to]+sz[edge[i].to];
28 }
29 }
30 int main(){
31 scanf("%d%s",&n,s+1);
32 memset(head,-1,sizeof(head));
33 for(int i=1;i<n;i++){
34 scanf("%d%d",&x,&y);
35 add(x,y);
36 add(y,x);
37 }
38 ans=n*n;
39 for(int i=1;i<=n;i++){
40 dfs(i,0);
41 if (!f[i])ans=min(ans,g[i]/2);
42 }
43 if (ans==n*n)ans=-1;
44 printf("%d",ans);
45 }

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