题解 P3384 【【模板】树链剖分】
attack
2017-12-24 08:56:31
[更好的阅读体验及例题点这里](http://www.cnblogs.com/zwfymqz/p/8094500.html)
## 前言
- 树链剖分是什么?
树链剖分,说白了就是一种让你代码不得不强行增加1k的数据结构-dms
- 有什么用?
~~证明出题人非常毒瘤~~
可以非常友(bao)好(li)的解决一些树上问题
## 核心思想
树链剖分的思想比较神奇
它的思想是:**把一棵树拆成若干个不相交的链,然后用一些数据结构去维护这些链**
那么问题来了
- 如何把树拆成链?
首先明确一些定义
**重儿子**:该节点的子树中,节点个数最多的子树的根节点(也就是和该节点相连的点),即为该节点的重儿子
**重边**:连接该节点与它的重儿子的边
**重链**:由一系列重边相连得到的链
**轻链**:由一系列非重边相连得到的链
这样就不难得到拆树的方法
**对于每一个节点,找出它的重儿子,那么这棵树就自然而然的被拆成了许多重链与许多轻链**
- 如何对这些链进行维护?
首先,要对这些链进行维护,就要确保每个链上的节点都是连续的,
因此我们需要对整棵树进行重新编号,然后利用dfs序的思想,用线段树或树状数组等进行维护(具体用什么需要看题目要求,因为线段树的功能比树状数组强大,所以在这里我就不提供树状数组的写法了)
注意在进行重新编号的时候先访问重链
这样可以保证重链内的节点编号连续
上面说的太抽象了,结合一张图来理解一下
![](http://images2017.cnblogs.com/blog/1101696/201712/1101696-20171224081845381-1133998892.png)
对于一棵最基本的树
给他标记重儿子,
![](http://images2017.cnblogs.com/blog/1101696/201712/1101696-20171224082406709-293882916.png)
蓝色为重儿子,红色为重边
然后对树进行重新编号
![](http://images2017.cnblogs.com/blog/1101696/201712/1101696-20171224082851146-1417020317.png)
橙色表示的是该节点重新编号后的序号
不难看出重链内的节点编号是连续的
然后就可以在线段树上搞事情啦
像什么区间加区间求和什么的
另外有一个性质:以$i$为根的子树的树在线段树上的编号为$[i,i+子树节点数-1]$
接下来结合一道例题,加深一下对于代码的理解
## 代码
首先来一坨定义
```cpp
int deep[MAXN];//节点的深度
int fa[MAXN];//节点的父亲
int son[MAXN];//节点的重儿子
int tot[MAXN];//节点子树的大小
```
### 第一步
按照我们上面说的,我们首先要对整棵树dfs一遍,找出每个节点的重儿子
顺便处理出每个节点的深度,以及他们的父亲节点
```cpp
int dfs1(int now,int f,int dep)
{
deep[now]=dep;
fa[now]=f;
tot[now]=1;
int maxson=-1;
for(int i=head[now];i!=-1;i=edge[i].nxt)
{
if(edge[i].v==f) continue;
tot[now]+=dfs1(edge[i].v,now,dep+1);
if(tot[edge[i].v]>maxson) maxson=tot[edge[i].v],son[now]=edge[i].v;
}
return tot[now];
}
```
### 第二步
然后我们需要对整棵树进行重新编号
我把一开始的每个节点的权值存在了$b$数组内
```cpp
void dfs2(int now,int topf)
{
idx[now]=++cnt;
a[cnt]=b[now];
top[now]=topf;
if(!son[now]) return ;
dfs2(son[now],topf);
for(int i=head[now];i!=-1;i=edge[i].nxt)
if(!idx[edge[i].v])
dfs2(edge[i].v,edge[i].v);
}
```
$idx$表示重新编号后该节点的编号是多少
另外,这里引入了一个$top$数组,
$top[i]$表示$i$号节点所在重链的头节点(最顶上的节点)
至于这个数组有啥用,后面再说
### 第三步
我们需要根据重新编完号的树,把这棵树的上每个点映射到线段树上,
```cpp
struct Tree
{
int l,r,w,siz,f;
}T[MAXN];
void Build(int k,int ll,int rr)
{
T[k].l=ll;T[k].r=rr;T[k].siz=rr-ll+1;
if(ll==rr)
{
T[k].w=a[ll];
return ;
}
int mid=(ll+rr)>>1;
Build(ls,ll,mid);
Build(rs,mid+1,rr);
update(k);
}
```
另外线段树的基本操作,
这里就不详细解释了
直接放代码
```cpp
void update(int k)//更新
{
T[k].w=(T[ls].w+T[rs].w+MOD)%MOD;
}
void IntervalAdd(int k,int ll,int rr,int val)//区间加
{
if(ll<=T[k].l&&T[k].r<=rr)
{
T[k].w+=T[k].siz*val;
T[k].f+=val;
return ;
}
pushdown(k);
int mid=(T[k].l+T[k].r)>>1;
if(ll<=mid) IntervalAdd(ls,ll,rr,val);
if(rr>mid) IntervalAdd(rs,ll,rr,val);
update(k);
}
int IntervalSum(int k,int ll,int rr)//区间求和
{
int ans=0;
if(ll<=T[k].l&&T[k].r<=rr)
return T[k].w;
pushdown(k);
int mid=(T[k].l+T[k].r)>>1;
if(ll<=mid) ans=(ans+IntervalSum(ls,ll,rr))%MOD;
if(rr>mid) ans=(ans+IntervalSum(rs,ll,rr))%MOD;
return ans;
}
void pushdown(int k)//下传标记
{
if(!T[k].f) return ;
T[ls].w=(T[ls].w+T[ls].siz*T[k].f)%MOD;
T[rs].w=(T[rs].w+T[rs].siz*T[k].f)%MOD;
T[ls].f=(T[ls].f+T[k].f)%MOD;
T[rs].f=(T[rs].f+T[k].f)%MOD;
T[k].f=0;
}
```
### 第四步
我们考虑如何实现对于树上的操作
树链剖分的思想是:对于两个不在同一重链内的节点,让他们不断地跳,使得他们处于同一重链上
那么如何"跳”呢?
还记得我们在第二次$dfs$中记录的$top$数组么?
有一个显然的结论:$x$到$top[x]$中的节点在线段树上是连续的,
结合$deep$数组
假设两个节点为$x$,$y$
我们每次让$deep[top[x]]$与$deep[top[y]]$中大的(在下面的)往上跳(有点类似于树上倍增)
让x节点直接跳到$top[x]$,然后在线段树上更新
最后两个节点一定是处于同一条重链的,前面我们提到过重链上的节点都是连续的,直接在线段树上进行一次查询就好
```cpp
void TreeSum(int x,int y)//x与y路径上的和
{
int ans=0;
while(top[x]!=top[y])
{
if(deep[top[x]]<deep[top[y]]) swap(x,y);
ans=(ans+IntervalSum(1,idx[ top[x] ],idx[x]))%MOD;
x=fa[ top[x] ];
}
if(deep[x]>deep[y]) swap(x,y);
ans=(ans+IntervalSum(1,idx[x],idx[y]))%MOD;
printf("%d\n",ans);
}
void TreeAdd(int x,int y,int val)//对于x,y路径上的点加val的权值
{
while(top[x]!=top[y])
{
if(deep[top[x]]<deep[top[y]]) swap(x,y);
IntervalAdd(1,idx[ top[x] ],idx[x],val);
x=fa[ top[x] ];
}
if(deep[x]>deep[y]) swap(x,y);
IntervalAdd(1,idx[x],idx[y],val);
}
```
在树上查询的这一步可能有些抽象,我们结合一个例子来理解一下
![](http://images2017.cnblogs.com/blog/1101696/201712/1101696-20171224083619412-395006861.png)
还是上面那张图,假设我们要查询$3.6$这两个节点的之间的点权合,为了方便理解我们假设每个点的点权都是$1$
刚开始时
$top[3]=2,top[6]=1$
$deep[top[3]]=2,deep[top[6]]=1$
我们会让$3$向上跳,跳到$top[3]$的爸爸,也就是$1$号节点
![](http://images2017.cnblogs.com/blog/1101696/201712/1101696-20171224084036146-1852472774.png)
这时$1$号节点和$6$号节点已经在同一条重链内,所以直接对线段树进行一次查询即可
### 对于子树的操作
这个就更简单了
因为一棵树的子树在线段树上是连续的
所以修改的时候直接这样
IntervalAdd(1,idx[x],idx[x]+tot[x]-1,z%MOD);
## 时间复杂度
### 性质1
如果边$\left( u,v\right)$,为轻边,那么$Size\left( v\right) \leq Size\left( u\right) /2$。
证明:显然,否则该边会成为重边
### 性质2
树中任意两个节点之间的路径中轻边的条数不会超过$\log _{2}n$,重路径的数目不会超过$\log _{2}n$
证明:不会
有了上面两条性质,我们就可以来分析时间复杂度了
由于重路径的数量的上界为$\log _{2}n$,
线段树中查询/修改的复杂度为$\log _{2}n$
那么总的复杂度就是$\left( \log _{2}n\right) ^{2}$
## 完整代码
```cpp
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
using namespace std;
const int MAXN=2*1e6+10;
#define ls k<<1
#define rs k<<1|1
inline char nc()
{
static char buf[MAXN],*p1=buf,*p2=buf;
return p1==p2&&(p2=(p1=buf)+fread(buf,1,MAXN,stdin),p1==p2)?EOF:*p1++;
}
inline int read()
{
char c=nc();int x=0,f=1;
while(c<'0'||c>'9'){if(c=='-')f=-1;c=nc();}
while(c>='0'&&c<='9'){x=x*10+c-'0',c=nc();}
return x*f;
}
struct node
{
int u,v,nxt;
}edge[MAXN];
int head[MAXN];
int num=1;
struct Tree
{
int l,r,w,siz,f;
}T[MAXN];
int N,M,root,MOD,cnt=0,a[MAXN],b[MAXN];
inline void AddEdge(int x,int y)
{
edge[num].u=x;
edge[num].v=y;
edge[num].nxt=head[x];
head[x]=num++;
}
int deep[MAXN],fa[MAXN],son[MAXN],tot[MAXN],top[MAXN],idx[MAXN];
int dfs1(int now,int f,int dep)
{
deep[now]=dep;
fa[now]=f;
tot[now]=1;
int maxson=-1;
for(int i=head[now];i!=-1;i=edge[i].nxt)
{
if(edge[i].v==f) continue;
tot[now]+=dfs1(edge[i].v,now,dep+1);
if(tot[edge[i].v]>maxson) maxson=tot[edge[i].v],son[now]=edge[i].v;
}
return tot[now];
}
void update(int k)
{
T[k].w=(T[ls].w+T[rs].w+MOD)%MOD;
}
void Build(int k,int ll,int rr)
{
T[k].l=ll;T[k].r=rr;T[k].siz=rr-ll+1;
if(ll==rr)
{
T[k].w=a[ll];
return ;
}
int mid=(ll+rr)>>1;
Build(ls,ll,mid);
Build(rs,mid+1,rr);
update(k);
}
void dfs2(int now,int topf)
{
idx[now]=++cnt;
a[cnt]=b[now];
top[now]=topf;
if(!son[now]) return ;
dfs2(son[now],topf);
for(int i=head[now];i!=-1;i=edge[i].nxt)
if(!idx[edge[i].v])
dfs2(edge[i].v,edge[i].v);
}
void pushdown(int k)
{
if(!T[k].f) return ;
T[ls].w=(T[ls].w+T[ls].siz*T[k].f)%MOD;
T[rs].w=(T[rs].w+T[rs].siz*T[k].f)%MOD;
T[ls].f=(T[ls].f+T[k].f)%MOD;
T[rs].f=(T[rs].f+T[k].f)%MOD;
T[k].f=0;
}
void IntervalAdd(int k,int ll,int rr,int val)
{
if(ll<=T[k].l&&T[k].r<=rr)
{
T[k].w+=T[k].siz*val;
T[k].f+=val;
return ;
}
pushdown(k);
int mid=(T[k].l+T[k].r)>>1;
if(ll<=mid) IntervalAdd(ls,ll,rr,val);
if(rr>mid) IntervalAdd(rs,ll,rr,val);
update(k);
}
void TreeAdd(int x,int y,int val)
{
while(top[x]!=top[y])
{
if(deep[top[x]]<deep[top[y]]) swap(x,y);
IntervalAdd(1,idx[ top[x] ],idx[x],val);
x=fa[ top[x] ];
}
if(deep[x]>deep[y]) swap(x,y);
IntervalAdd(1,idx[x],idx[y],val);
}
int IntervalSum(int k,int ll,int rr)
{
int ans=0;
if(ll<=T[k].l&&T[k].r<=rr)
return T[k].w;
pushdown(k);
int mid=(T[k].l+T[k].r)>>1;
if(ll<=mid) ans=(ans+IntervalSum(ls,ll,rr))%MOD;
if(rr>mid) ans=(ans+IntervalSum(rs,ll,rr))%MOD;
return ans;
}
void TreeSum(int x,int y)
{
int ans=0;
while(top[x]!=top[y])
{
if(deep[top[x]]<deep[top[y]]) swap(x,y);
ans=(ans+IntervalSum(1,idx[ top[x] ],idx[x]))%MOD;
x=fa[ top[x] ];
}
if(deep[x]>deep[y]) swap(x,y);
ans=(ans+IntervalSum(1,idx[x],idx[y]))%MOD;
printf("%d\n",ans);
}
int main()
{
#ifdef WIN32
freopen("a.in","r",stdin);
#else
#endif
memset(head,-1,sizeof(head));
N=read();M=read();root=read();MOD=read();
for(int i=1;i<=N;i++) b[i]=read();
for(int i=1;i<=N-1;i++)
{
int x=read(),y=read();
AddEdge(x,y);AddEdge(y,x);
}
dfs1(root,0,1);
dfs2(root,root);
Build(1,1,N);
while(M--)
{
int opt=read(),x,y,z;
if(opt==1)
{
x=read();y=read();z=read();z=z%MOD;
TreeAdd(x,y,z);
}
else if(opt==2)
{
x=read();y=read();
TreeSum(x,y);
}
else if(opt==3)
{
x=read(),z=read();
IntervalAdd(1,idx[x],idx[x]+tot[x]-1,z%MOD);
}
else if(opt==4)
{
x=read();
printf("%d\n",IntervalSum(1,idx[x],idx[x]+tot[x]-1));
}
}
return 0;
}
```