我们有时候遇到这样一类题目，让我们维护树上路径的某些信息，这个时候发现我们无法用线段树或者树状数组来维护这些信息，那么我们就有着一种新的数据结构，树剖：将一棵树划分成若干条链，用数据结构去维护每条链，复杂度为O(logN)。
剖分方法：
盲目剖分
随机剖分
启发式剖分
综合比较，启发式剖分是剖分时的最佳选择。
将树中的边分为：轻边和重边
定义size(X)为以X为根的子树的节点个数。
令V为U的儿子节点中size值最大的节点，那么边(U,V)被称为重边，树中重边之外的边被称为轻边。
轻重边路径剖分的性质
轻边(U,V)，size(V)<=size(U)/2。
从根到某一点的路径上，不超过O(logN)条轻边，不超过O(logN)条重路径。
重链剖分
重链剖分的过程为2次DFS
第一次：找重边
第二次：连重边成重链
- 找重边 一次DFS，可记下所有的重边。
- 连重边成重链，以根节点为起点，沿重边向下拓展，拉成重链。不在当前重链上的节点，都以该节点为起点向下重新拉一条重链。
剖分完之后，每条重链就相当于一段区间，用数据结构去维护。
把所有的重链首尾相接，放到同一个数据结构上，然后维护这一个整体即可。
修改操作
单独修改一个点的权值
根据新的编号直接在数据结构中修改就行了。
修改操作 整体修改点 U和点V的路径上的权值
- 如果U和V在同一条重链上 ： 直接用数据结构修改tid[U]至tid[V]间的值。
- 如果U和V不在同一条重链上一边进行修改，一边将U和V往同一条重链上靠，然后就变成了I的情况。
怎样把他们向一起靠？
A.若fa[top[U]]与V在同一条重链上。
修改点U与top[u]间的各权值，然后U跳至fa[top[u]，就变成了I的情况。
B.若U向上经过若干条重链和轻边与V在同一条重链上。
不断地修改当前U和top[u]间的各权值，再将U跳至fa[top[U]]，直到U与V在同一条重链。
C.若U和V都是向上经过若干条重链和轻边，到达同一条重链。
每次在点U和点V中，选择dep[top[x]]较大的点x，修改x与top[x]间的各权值，再跳至fa[top[x]]，直到点U和点V在同一条重链。
情况A、B是情况C的比较特殊的2种。
I也只是II的特殊情况。
所以，这一操作只要用一个过程。
下附代码：
#include<bits/stdc++.h> #define sight(c) (‘0‘<=c&&c<=‘9‘) #define LL int #define gc nc #define L(x) (x&-x) #define eho(x) for(int i=head[x];i;i=net[i]) #define N 200007 LL q1[N],q2[N],gg,sum[N],a[N],T,G; int tot,fall[N<<1],net[N<<1],head[N],top[N],son[N],f[N],dp[N],siz[N],mo,be[N],ed[N],ok ,n,m,A,B,t[N],op,x,y,z,dla,OS; inline char nc(){ static char buf[1000000],*p1=buf,*p2=buf; return p1==p2&&(p2=(p1=buf)+fread(buf,1,1000000,stdin),p1==p2)?EOF:*p1++; } inline void swap(int &x,int &y) {x^=y; y^=x; x^=y;} inline void read(LL &x){ static char c; for(c=gc();!sight(c);c=gc()); for(x=0;sight(c);c=gc()) x=x*10+c-48; } void write(LL x){if (x<10) {putchar(‘0‘+x);return;}write(x/10); putchar(‘0‘+x%10);} inline void ADd(int x,int y) { fall[++tot]=y; net[tot]=head[x]; head[x]=tot; } inline void add(LL &x,LL y) { x=x+y; if (x>=mo) x=x%mo; if (x<0) x=x%mo+mo; } inline void Add(LL *A,int x,int dla) {for (;x<N;x+=L(x)) add(A[x],dla);} inline void adds(int l,int r,int x) { Add(q1,l,x); Add(q1,r+1,-x); Add(q2,l,l*x%mo); Add(q2,r+1,-(r+1)*x%mo); } inline LL Query(LL *A,int x){for(G=0;x;x-=L(x)) add(G,A[x]);return G;} inline LL qurey(int l){ return (sum[l]+(l+1)*1ll*Query(q1,l)-Query(q2,l))%mo; } void dfs(int x,int fa){ siz[x]=1; son[x]=-1; dp[x]=dp[fa]+1; f[x]=fa; eho(x) if (fall[i]^fa) { dfs(fall[i],x); siz[x]+=siz[fall[i]]; if ((!(~son[x]))||siz[fall[i]]>siz[son[x]]) son[x]=fall[i]; } } void dfs2(int x,int las){ t[++ok]=x;top[x]=las; be[x]=ok; if (~son[x]) dfs2(son[x],las); eho(x) if ((fall[i]^f[x])&&(fall[i]^son[x])) dfs2(fall[i],fall[i]); ed[x]=ok; } void apd(int x,int y,LL dla){ while (top[x]!=top[y]) { if (dp[top[x]]<dp[top[y]]) swap(x,y); adds(be[top[x]],be[x],dla); x=f[top[x]]; } if (dp[x]>dp[y]) swap(x,y); adds(be[x],be[y],dla); } LL query_path(int x,int y) { LL O=0; while (top[x]!=top[y]) { if (dp[top[x]]<dp[top[y]]) swap(x,y); add(O,qurey(be[x])-qurey(be[top[x]]-1)); x=f[top[x]]; } if (dp[x]>dp[y]) swap(x,y); add(O,qurey(be[y])-qurey(be[x]-1)); return O; } int main () { read(n); read(m); read(OS);read(mo); for (int i=1;i<=n;i++) read(a[i]); for (int i=1;i< n;i++) {read(A); read(B); ADd(A,B); ADd(B,A); } dfs(OS,0); dfs2(OS,OS); for (int i=1;i<=n;i++) sum[i]=sum[i-1],add(sum[i],a[t[i]]); while (m--) { read(op); switch (op) { case 1: read(x),read(y),read(dla); apd(x,y,dla); break; case 2: read(x),read(y); write(query_path(x,y));putchar(‘\n‘); break; case 3: read(x); read(z); adds(be[x],ed[x],z); break; case 4: read(x); T=qurey(ed[x])-qurey(be[x]-1); add(T,0ll); write(T); putchar(‘\n‘);break; } } return 0; }
我用了树状数组维护区间，因为这样比较方便。
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