题意:给你一张无向图,无向图中每条边有颜色.有两种操作,一种是询问从x到y是否有双彩虹路,一种是在x到y之间添加一条颜色为z的边.双彩虹路是指:如果给这条路径的点编号,那么第i个点和第i - 1个点相连的边与第i个点和第i + 1个点相连的边颜色一样,其中i是偶数. 思路:这个问题相当于初了最后一步没有限制以外(最后一步只走一条边),每一步都要走颜色相同的两条边.我们先不考虑最后一步的问题,只考虑每一步都要走颜色相同的两条边,那么我们只需要扫描每一个点的出边,如果有两条边颜色相同,就在一张新图上

E. Lomsat gelral Time Limit: 20 Sec Memory Limit: 256 MB 题目连接 http://codeforces.com/contest/600/problem/E Description You are given a rooted tree with root in vertex 1. Each vertex is coloured in some colour. Let's call colour c dominating in the sub

原文链接http://www.cnblogs.com/zhouzhendong/p/8835443.html 题目传送门 - CodeForces 958F3 题意 有$n$个球,球有$m$种颜色,分别编号为$1\cdots m$,现在让你从中拿$k$个球,问拿到的球的颜色所构成的可重集合有多少种不同的可能. 注意同种颜色球是等价的,但是两个颜色为$x$的球不等价于一个. $1\leq n\leq 2\times 10^5,\ \ \ \ \ 1\leq m,k\leq n$. 题解 来自Hel

codeforces 741D Arpa's letter-marked tree and Mehrdad's Dokhtar-kosh paths 题意 给出一棵树,每条边上有一个字符,字符集大小只有22. 对于每一个子树,询问其中最长的,满足:路径上的字符集可以重组成字符串的路径的长度. 题解 明显是用mask维护信息,然后启发式合并一下. 一般启发式合并需要用map维护信息,这样的复杂度是log^2的.如果保留每个点重儿子的信息,就可以用全局变量维护,全局变量的大小就可以开很大,可以做到l

题目链接: https://codeforces.com/contest/1166/problem/F 题意: 给出节点数为$n$,边数为$m$的图,保证每个点对都是互连的 定义彩虹路:这条路经过$k$个节点,对于$x(x\%2=0)$节点,的左右两条边颜色相同 现在有$q$次操作 第一种操作是添加一条边 第二种操作是回答是否能经过彩虹边从$a$节点到达$b$节点 数据范围: $2 \le n \le 10^5$$1 \le m,q \le 10^5$ 分析: 我们可以考虑用并查集把那些可以互相

Codeforces 题面传送门 & 洛谷题面传送门 首先这个 if 与 end 配对的结构显然形成一个树形结构,考虑把这棵树建出来,于是这个程序的结构就变为,对树进行一遍 DFS,到达某个节点时,按照顺序遍历其所有儿子,如果儿子是叶子节点则执行赋值操作,否则进入到对应子树中执行相应操作,如果一个节点所有儿子对应的操作都被执行了就回溯,不难发现该过程与原程序等价. 考虑树形 dp.可以发现对于一棵非叶节点,在首次进入这棵子树时,程序中 \(x\) 的值已经确定了--就是 if v 中 \(v\)

题目链接 一个n个节点的树, 每一个节点有一个颜色, 1是根节点. m个询问, 每个询问给出u, k. 输出u的子树中出现次数大于等于k的颜色的数量. 启发式合并, 先将输入读进来, 然后dfs完一个节点就处理跟它有关的询问. 感觉不是很难, 然而.....WA了n次最后还是看的别人的代码 #include <iostream> #include <vector> #include <cstdio> #include <cstring> #include &

Short Code 我的想法是建出字典树, 然后让后面节点最多的点优先向上移到不能移为止, 然后gg. 正确做法是对于当前的节点如果没有被占, 那么从它的子树中选出一个深度最大的点换到当前位置. 用set启发式合并维护一下. #include<bits/stdc++.h> #define LL long long #define fi first #define se second #define mk make_pair #define PLL pair<LL, LL> #de

题意:求每一个子树存在最多颜色的颜色代号和(可重复) 本题是离线统计操作,因此可以直接合并重儿子已达到\(O(nlogn)\)的复杂度 PS.不知道什么是启发式合并的可以这样感受一下:进行树链剖分,分出重儿子和轻儿子,每次离线dfs时保留重儿子得出的贡献,清除轻儿子的贡献并重新遍历 (反正是一种取代树上莫队的简单粗暴玩意,但是效率贼tm好) 唯一不解的小细节是似乎我在轻儿子的撤销操作中更新tmp存在问题,改了另一种写法就A了 想不出反例,求指教 Update:看出来了,是我傻缺.. #inclu

208E - Blood Cousins 题意 给出一棵家谱树,定义从 u 点向上走 k 步到达的节点为 u 的 k-ancestor.多次查询,给出 u k,问有多少个与 u 具有相同 k-ancestor 的节点. 分析 设 rt 为 u 的 k-ancestor.问题可以转换成在以 rt 为根的子树下,有多少个节点的深度与 u 相同. 预处理出离 u 距离为 k 的祖先 rt . 我们可以把所有的查询用向量存起来(祖先节点,要查询的节点的深度,对应查询的id),在遍历到某个祖先节点时,统计

600E - Lomsat gelral 题意 给出一颗以 1 为根的树,每个点有颜色,如果某个子树上某个颜色出现的次数最多,则认为它在这课子树有支配地位,一颗子树上,可能有多个有支配的地位的颜色,对每颗子树分别求有支配地位的颜色的和(把颜色这个权值相加). 分析 树上启发式合并模板题. 参考blog1 参考blog2 复杂度证明 如果暴力去搜索,显然是 \(O(n^2)\) 的算法,可以考虑优化,当我们搜索到节点 u 时,最后去搜索 u 的子节点中子树节点数量最大的子节点(树链剖分求出重儿子)

题意 给定一个全排列\(a\). 定义子区间\([l,r]\),当且仅当\(a_l + a_r = Max[l,r]\). 求\(a\)序列中子区间的个数. 题解 笛卡尔树上的启发式合并. \(2000MS\)的时限,\(1965MS\)卡过.. 还可以不建树,直接枚举区间,就可以用数组维护了.这种做法比较快. 代码 #include <bits/stdc++.h> #define FOPI freopen("in.txt", "r", stdin) #

启发式合并最重要的思想就是指的是每次将小集合拷贝合并至大集合.考虑每个元素的合并开销.对于合并次数最多的那个元素来说,它每合并一次,所在集合的规模扩大两倍,最多只会合并 logN 次,因而对于所有元素,至多插入set中NlogN次,时间复杂度就有上限 O(N∗logN∗logN) 现在主要是dsu on tree,它用来解决这样一类问题:统计树上一个节点的子树中具有某种特征的节点数. 基本上就是树上子树的统计问题. 但是dsu on tree也有一定的局限性:1.只能支持子树查询:2.不支持修改

F. Dominant Indices 题意: 给一颗无向树,根为1.对于每个节点,求其子树中,哪个距离下的节点数量最多.数量相同时,取较小的那个距离. 题目: 这类题一般的做法是树上的启发式合并,复杂度是O(nlogn).但由于这题所求的信息与深度有关,因此可以使用长链剖分的技巧,复杂度可以是O(n). 长链剖分可以维护以深度为下标的信息.先预处理,以深度为依据,标记长儿子.维护答案时,对于每个节点,O(1)继承其长儿子的信息.然后暴力合并其他儿子.则时间复杂度是所有长链的长度之和,即O(n)

题意: 给一个n的排列,求满足a[l]+a[r]=max(l,r)的(l,r)对数,max(l,r)指的是l到r之间的最大a[p] n<=2e5 思路: 先用单调栈处理出每个点能扩展的l[i],r[i] 搜索以每个点为最大值时的贡献,对每个点只搜索它左边部分或右边部分最小的那个 可以证明,每个点最多被搜到logn次,类似于启发式合并的思想, 复杂度为nlogn 代码: #include<iostream> #include<cstdio> #include<algori

题目链接:http://acm.csu.edu.cn/OnlineJudge/problem.php?id=1811 给你一棵树,每个节点有一个颜色.问删除一条边形成两棵子树,两棵子树有多少种颜色是有相同的. 启发式合并,小的合并到大的中.类似的题目有http://codeforces.com/contest/600/problem/E //#pragma comment(linker, "/STACK:102400000, 102400000") #include <algor

摘自Codeforces博客 With dsu on tree we can answer queries of this type: How many vertices in subtree of vertex v has some property in O(n lg n) time (for all of the queries). For example: Given a tree, every vertex has color. Query is how many vertices i

参考资料 https://www.cnblogs.com/zhoushuyu/p/9069164.html https://www.cnblogs.com/candy99/p/dsuontree.html https://www.cnblogs.com/zcysky/p/6822395.html 简介 树上启发式合并 用到了heavy−light decomposition树链剖分 把轻边子树的信息合并到重链上的点里 因为每次都是先dfs轻儿子再dfs重儿子,只有重儿子子树的贡献保留,所以可以保

题意:有一棵n个结点的只由小写字母组成的Trie树,给定它的具体形态,问删除哪一层后剩下Trie树的结点数最少 n<=3e5 思路:先建出原Trie树,对于每一层的每一个结点计算删除后对答案的贡献,这一部分使用启发式合并 官方题解证明了时间复杂度是一个log的 http://codeforces.com/blog/entry/50724 #include<cstdio> #include<cstring> #include<iostream> #include&l

学习:http://codeforces.com/blog/entry/44351 E. Lomsat gelral 题意: 给定一个以1为根节点的树,每个节点都有一个颜色,问每个节点的子树中,颜色最多的是哪几种颜色,输出这些颜色的值得和. 思路: 树上启发式合并的模板题,具体来说,先对树进行树链剖分,分出一个重链和轻边,dfs时,把每条轻儿子暴力加到根节点中,每次加的时候,用这样的技巧 if(csz < cnt[col[v]]) sum = col[v] , csz = cnt[col[v]]

一直都没出过算法详解,昨天心血来潮想写一篇,于是 dsu on tree 它来了 1.前置技能 1.链式前向星(vector 建图) 2.dfs 建树 3.剖分轻重链,轻重儿子 重儿子 一个结点的所有儿子中拥有最多子树的儿子 轻儿子 一个结点的所有儿子中不是重儿子的儿子 重边 父亲与重儿子的连边 轻边 父亲与轻儿子的连边 重链 一堆重边连接而成的链 轻链 一堆轻边连接而成的链 2.什么是 dsu on tree(树上启发式合并) ? dsu on tree 其实就是个优雅的暴力算法,和它一起共被