标签：易接 需要 标记 pascal style target word 表示 algorithm
一道神题，两种神做法。
捉迷藏 Jiajia和Wind是一对恩爱的夫妻，并且他们有很多孩子。某天，Jiajia、Wind和孩子们决定在家里玩捉迷藏游戏。他们的家很大且构造很奇特，由N个屋子和N-1条双向走廊组成，这N-1条走廊的分布使得任意两个屋子都互相可达。游戏是这样进行的，孩子们负责躲藏，Jiajia负责找，而Wind负责操纵这N个屋子的灯。在起初的时候，所有的灯都没有被打开。每一次，孩子们只会躲藏在没有开灯的房间中，但是为了增加刺激性，孩子们会要求打开某个房间的电灯或者关闭某个房间的电灯。为了评估某一次游戏的复杂性，Jiajia希望知道可能的最远的两个孩子的距离（即最远的两个关灯房间的距离）。 我们将以如下形式定义每一种操作： C(hange) i 改变第i个房间的照明状态，若原来打开，则关闭；若原来关闭，则打开。 G(ame) 开始一次游戏，查询最远的两个关灯房间的距离。
第一行包含一个整数N，表示房间的个数，房间将被编号为1,2,3…N的整数。接下来N-1行每行两个整数a, b，表示房间a与房间b之间有一条走廊相连。接下来一行包含一个整数Q，表示操作次数。接着Q行，每行一个操作，如上文所示。
对于每一个操作Game，输出一个整数，表示最远的两个关灯房间的距离。若只有一个房间是关着灯的，输出0；若所有房间的灯都开着，输出-1。
8
1 2
2 3
3 4
3 5
3 6
6 7
6 8
7
G
C 1
G
C 2
G
C 1
G
4
3
3
4
N ≤100000, M ≤500000。
一道很好的裸题，可以让你初步了解括号序列和动态点分治的用法。
先说说比较好理解的动态点分治吧：
动态点分治，顾名思义就是将点分治加上修改操作（权值修改等）并支持在线询问。
这里说的动态不是完全动态，至少树的整个形态是要提前知道的。
我们仔细想想最基本的点分治怎么做：
在当前的分治结构里把所有的点到分治根结点的距离处理出来，每两条不在同一棵子树内的距离构成一条链。
因此找经过分治根结点的最长的一条链就是到分治根结点的最长距离加上次长距离。当然这两个距离不能在同一棵子树内。你懂的。
然后怎么让这个点分治“动”起来？当然是选择数据结构啊。
清点一下，我们要维护的信息有：
①分治结构中分治根结点的某个子树内所有的点到分治根结点的距离，目标是求最大值；
②由①得出的，分治结构中分治根结点的每个子树内的距离最大值，目标是求最大值和次大值；
③由②得出的，每个分治结构中过分治根结点的链的长度，目标是求最大值（即答案）。
都是维护单点修改求整体最值！用什么？线段树？当然是堆啊！
你可能会对①产生疑问，一个分治根结点难道要维护它的所有子树的距离信息？一个结点开多个堆？？
当然不是啊！反过来想，改成维护该分治结构中所有的点到分治父节点的距离，就完美解决了上面的问题。
除了“维护什么”，还有“怎么维护”。
这是一个典(sang)型(bing)的维护堆套堆套堆，从最低一级的堆开始，每次堆顶有变，就要往上一级更新，小C不再赘述。
手写堆可能会写得你欲仙欲死，这时候需要想办法用上PQ。（如果你是Pascal党当我没说）
PQ是无法对堆内部的节点进行修改的，所以我们需要一些经典Trick。
用两个堆来表示，一个用来存节点，一个用来打删除标记。每次取top的时候把打了删除标记的堆顶清理一下。
取次大的就把最大pop掉在push进来即可。这些具体可以看小C的代码。
说完“怎么维护”，还有“为什么可以这样维护”。
动态点分治的时空复杂度是以点分治为基础的，由于分治根结点都是重心。每个结点最多只会出现在log个分治结构中。
由于所有的信息都要维护，空间和时间复杂度起步都是O(nlogn)。
如果要开线段树，就要动态开点，空间复杂度O(nlog2n)，这时就需要注意空间上的限制了。
所以无需注意标号和空间占用小的灵活的堆成为了很好的选择。
空间复杂度O(nlogn)，时间复杂度O(nlog2n)。
发张图轻松一下~~
接着小C来讲讲神一般的括号序列做法：
我们先引入一个大佬的博客：http://www.shuizilong.com/house/archives/bzoj-1095-zjoi2007hide-捉迷藏/
括号序列是什么？你只要写过树剖就会很熟悉。因为括号序列本身就是由dfs序的开头和结尾组成的。
dfs的开头作为左括号，结尾作为右括号，节点编号紧挨着左括号。
如下图，可以表示为：[1[2[3][5[4]]]]。
然后这样表示有什么用呢？括号序列的作用之一就是可以配合线段树查询两点之间即一条链上的信息。
询问点对(1,4)的距离，1、4之间的括号串为“[2[3][5[”；
去掉数字：“[[][[”，再去掉匹配的括号：“[[[”，右括号代表向上，左括号代表向下，
这也就意味着节点1向下走3步就可以走到节点4。
所以树上任意两点间的距离可以用数对(a,b)表示，其中a为失配的右括号数，b为失配的左括号数，则两点间距离为a+b。
每一段括号序列都有它的(a,b)，也就是说，只要求出两点间的括号序列的a+b即为距离。
现在进入正题了，如何用线段树求a+b呢？
考虑左(a1,b1)右(a2,b2)两个区间合并：若b1<a2，则为(a1+a2-b1,b2)；若b1>a2，则为(a1,b2+b1-a2)。
由此我们从已知a1,b1,a2,b2可以得出以下关于新区间(a,b)的显而易见的等式：
①
②
③
我们发现，新的a+b和a-b都是由旧的a+b和a-b通过加减运算得来。
所以设一段括号序列的a+b为plus，a-b为minus1，b-a为minus2。
进一步，题目要我们求的是两个黑点之间的a+b，我们同样可以通过维护以下信息求得：
①sum：表示区间中两个黑点之间的括号序列的a+b的最大值；
②left_plus：表示区间中一个黑点左侧的括号序列的b+a的最大值；
③left_minus：表示区间中一个黑点左侧的括号序列的b-a的最大值；
④right_plus：表示区间中一个黑点右侧的括号序列的a+b的最大值；
⑤right_minus：表示区间中一个黑点右侧的括号序列的a-b的最大值；
注意上面的变量如果不存在（即黑点数不足时），都要设为-INF。
剩下的就是各种区间的合并，“两点之间”、“左侧”、“右侧”实际上都是区间，根据上面的等式可以很容易求得：
①
②
③
④
⑤
然后就开开心心地写一写线段树就可以了啊。
时间复杂度O(nlogn)，比动态点分治快到不知道那里去。
动态点分治：
#include <cstdio> #include <cstring> #include <algorithm> #include <queue> #include <vector> #define INF 0x3FFFFFFF #define MN 100005 using namespace std; struct queue { priority_queue <int> A,B; void push(int x) {if (x!=-INF) A.push(x);} void delet(int x) {if (x!=-INF) B.push(x);} int top() { while (!B.empty()&&A.top()==B.top()) A.pop(),B.pop(); if (!A.empty()) return A.top(); else return -INF; } int two() { if (A.size()-B.size()<2) return -INF; register int x,y; x=top(); A.pop(); y=top(); A.push(x); return x+y; } }q[MN],q1[MN],q2; struct edge{int nex,to;}e[MN<<1]; vector <int> td[MN]; int siz[MN],hr[MN],fa[MN]; int mnz,mni,n,m,pin,gs; bool bj[MN],hu[MN]; inline int read() { int n=0,f=1; char c=getchar(); while (c<‘0‘ || c>‘9‘) {if(c==‘-‘)f=-1; c=getchar();} while (c>=‘0‘ && c<=‘9‘) {n=n*10+c-‘0‘; c=getchar();} return n*f; } inline void ins(int x,int y) {e[++pin]=(edge){hr[x],y}; hr[x]=pin;} void getsiz(int x,int fat) { siz[x]=1; for (register int i=hr[x];i;i=e[i].nex) if (e[i].to!=fat&&!bj[e[i].to]) getsiz(e[i].to,x),siz[x]+=siz[e[i].to]; } void getdp(int x,int fat,int depth,int dest) { q[dest].push(depth); td[x].push_back(depth); for (register int i=hr[x];i;i=e[i].nex) if (e[i].to!=fat&&!bj[e[i].to]) getdp(e[i].to,x,depth+1,dest); } void getrt(int x,int fat,int tot) { register int i,mxz=0; for (i=hr[x];i;i=e[i].nex) { if (e[i].to==fat||bj[e[i].to]) continue; getrt(e[i].to,x,tot); mxz=max(mxz,siz[e[i].to]); } mxz=max(mxz,tot-siz[x]); if (mxz<mnz) mnz=mxz,mni=x; } void dfs(int x,int fat) { bj[x]=true; fa[x]=fat; q1[x].push(0); for (register int i=hr[x];i;i=e[i].nex) { if (bj[e[i].to]) continue; getsiz(e[i].to,x); mnz=n; getrt(e[i].to,x,siz[e[i].to]); getdp(e[i].to,x,1,mni); q1[x].push(q[mni].top()); dfs(mni,x); } q2.push(q1[x].two()); } void setrev(int x) { register int ck,nck,cck,ncck,y,i; ck=q1[x].two(); if (hu[x]) q1[x].delet(0); else q1[x].push(0); nck=q1[x].two(); if (ck!=nck) q2.delet(ck),q2.push(nck); for (y=x,i=td[x].size()-1;fa[y];y=fa[y],--i) { ck=q[y].top(); if (hu[x]) q[y].delet(td[x][i]); else q[y].push(td[x][i]); nck=q[y].top(); if (ck==nck) continue; cck=q1[fa[y]].two(); q1[fa[y]].delet(ck); q1[fa[y]].push(nck); ncck=q1[fa[y]].two(); if (cck!=ncck) q2.delet(cck),q2.push(ncck); } } int main() { register int i,x,y; char c[5]; n=read(); for (i=1;i<n;++i) { x=read(); y=read(); ins(x,y); ins(y,x); } for (i=1;i<=n;++i) hu[i]=true; getsiz(1,0); mnz=n; getrt(1,0,n); dfs(mni,0); m=read(); gs=n; while (m--) { scanf("%s",c); if (c[0]==‘C‘) { x=read(); setrev(x); gs+=hu[x]?-1:1; hu[x]^=1; } else if (c[0]==‘G‘) if (gs==0) puts("-1"); else if (gs==1) puts("0"); else printf("%d\n",q2.top()); } }
括号序列（画风略清奇）：
#include <cstdio> #include <algorithm> #include <cstring> #define l(a) (a<<1) #define r(a) (a<<1|1) #define O(a) (a!=-INF) #define INF 100000007 #define MM 800005 #define MN 200005 using namespace std; struct node{int lpl,lmi,rpl,rmi,sum;}T[MM]; struct meg{int x,y;}t[MM]; struct edge{int nex,to;}e[MN]; bool u[MN]; int kh[MN][2],hr[MN]; int dfn,n,m,pin,gs; inline int read() { int n=0,f=1; char c=getchar(); while (c<‘0‘ || c>‘9‘) {if(c==‘-‘)f=-1; c=getchar();} while (c>=‘0‘ && c<=‘9‘) {n=n*10+c-‘0‘; c=getchar();} return n*f; } inline void ins(int x,int y) {e[++pin]=(edge){hr[x],y}; hr[x]=pin;} void dfs(int x,int fat) { u[kh[x][0]=++dfn]=true; for (register int i=hr[x];i;i=e[i].nex) if (e[i].to!=fat) dfs(e[i].to,x); kh[x][1]=++dfn; } void update(node& C,const node& A,const node& B,const meg& a,const meg& b) { C.sum=max(A.sum,B.sum); if (O(A.lpl)&&O(B.lpl)) C.sum=max(C.sum,max(A.rpl+B.lmi,A.rmi+B.lpl)); C.lpl=A.lpl; if (O(B.lpl)) C.lpl=max(C.lpl,max(B.lpl-a.y+a.x,B.lmi+a.y+a.x)); C.rpl=B.rpl; if (O(A.lpl)) C.rpl=max(C.rpl,max(A.rpl-b.x+b.y,A.rmi+b.x+b.y)); C.lmi=A.lmi; if (O(B.lpl)) C.lmi=max(C.lmi,B.lmi+a.y-a.x); C.rmi=B.rmi; if (O(A.lpl)) C.rmi=max(C.rmi,A.rmi+b.x-b.y); } inline void setin(int x) {T[x].lpl=T[x].lmi=1; T[x].rpl=T[x].rmi=0;} inline void setout(int x) {T[x].lpl=T[x].lmi=T[x].rpl=T[x].rmi=-INF;} void getcg(int x,int L,int R,int q) { if (L==R) {if (O(T[x].lpl)) setout(x); else setin(x); return;} int mid=L+R>>1; if (q<=mid) getcg(l(x),L,mid,q); else getcg(r(x),mid+1,R,q); update(T[x],T[l(x)],T[r(x)],t[l(x)],t[r(x)]); } void build(int x,int L,int R) { if (L==R) { T[x].sum=-INF; if (!u[L]) t[x].x=1,setout(x); else t[x].y=1,setin(x); return; } int mid=L+R>>1; build(l(x),L,mid); build(r(x),mid+1,R); t[x].x=t[l(x)].x; t[x].y=t[r(x)].y; if (t[l(x)].y<t[r(x)].x) t[x].x+=t[r(x)].x-t[l(x)].y; else if (t[l(x)].y>t[r(x)].x) t[x].y+=t[l(x)].y-t[r(x)].x; update(T[x],T[l(x)],T[r(x)],t[l(x)],t[r(x)]); } int main() { register int i,x,y; char c[5]; n=read(); for (i=1;i<n;++i) { x=read(); y=read(); ins(x,y); ins(y,x); } dfs(1,0); build(1,1,n<<1); gs=n; m=read(); while (m--) { scanf("%s",c); if (c[0]==‘C‘) { x=read(); gs+=u[kh[x][0]]?-1:1; u[kh[x][0]]^=1; getcg(1,1,n<<1,kh[x][0]); } else if (c[0]==‘G‘) if (gs==1) puts("0"); else if (gs==0) puts("-1"); else printf("%d\n",T[1].sum); } }
动态点分治写起来就像吃了那啥一样难受，还好最后把代码压缩到小C容易接受的地步。
括号序列是真的厉害，不知道以后能不能看到它更多的妙用。
标签：易接 需要 标记 pascal style target word 表示 algorithm
原文地址：http://www.cnblogs.com/ACMLCZH/p/7465161.html
