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为了优化体验（其实是强迫症），蒟蒻把总结拆成了两篇，方便不同学习阶段的Dalao们切换。
LCT总结——概念篇戳这里
灰常感谢XZY巨佬提供的强力资磁！（可参考XZY巨佬的博客总结）
题单对于系统地学习一个知识点还是有好处的。
所以蒟蒻搜集了各处的LCT题目（其实作为近年新兴的知识点，现有的好题不是很多，有些题树剖也可做）
大概按细化分类进行整理（类比下面的几个细化知识点，会有重复的列举）
同一类中的题目也大概按难度递增吧（太弱了，对每个题的难度定位或许有不准的地方，欢迎讨论！）
思路与模板基本都很像了，就不展开讨论了
洛谷P1501 [国家集训队]Tree II(点击进入题目）
感觉难度评定也高了点吧
有了链上乘法和链上加法，那肯定是像线段树区间修改那样使用懒标记了。
放标记的做法来自[模板]线段树2
那里发题解的Dalao们都讲得挺好的，本蒟蒻参考一下。
蒟蒻的题解在这里
洛谷P3203 [HNOI2010]弹飞绵羊（点击进入题目）
略带一点思维，但是代码比模板还简单。。。。。。
在LCT模板基础上进行灵活运用，可以使代码和程序都做到高效。
蒟蒻的题解在这里
维护连通性？findroot判一下就好啦！属于模板范畴
至于双连通分量，LCT好像只能资磁加边。。。。。。
LCT中的每个点其实代表的是一个双连通分量，维护每个点属于哪个双连通分量需要在外面弄一个并查集维护。
加边时，如果两点不连通就link；
如果连通就说明有环，把环缩成一个点，在并查集里也全部合并在一起
其中要注意很多细节，具体就看下下面例题2的代码吧
洛谷P3950 部落冲突（点击进入题目）
正解不是LCT。。。。。。
只是这里用LCT的思路非常简单甚至于无脑。。。。。。
蒟蒻题解
洛谷P2542 [AHOI2005]航线规划（点击进入题目）
基础的动态维护双连通分量，具体就看看题解吧
蒟蒻题解
普通LCT维护点权，那对于边权呢？比如要获取一条路径上最长的边，等等。
这种维护的最经典的应用，大概就是动态维护一颗最小/大生成树了（需要获取边长度等信息）。
我起初有一种想法。
一棵树，除了根节点，每个节点有且仅有一条父边。
那么如果我们只要边的信息，可不可以就把LCT中的点的点权当成父边的边权呢？
在其它不少数据结构中好像是可以这样做的。
只不过LCT性质非常特殊。一旦换了根，原先边的父子关系就破坏了。所以并不能这样做。
那又如何是好呢？
我在网上看到有些博客介绍的方法，是把边置于LCT外，然后在LCT节点中维护父边和重子边的编号，需要更新信息时从外部获取，在access，link，cut时额外更改。
这样好像挺麻烦的，要维护那么多东西。
另一种更抽象的做法，也是我要分享的，就是两个字——拆边，把边视作为一个点，向该边的两个端点连两条边。
只需要维护边权的时候，边权存在LCT中代表边的点权里，因为不需要维护真正的点权，所以LCT中的代表点的点权可以设成空的（0），不会影响信息的正确性。于是就变成了维护点权。
当然了，原先我们的link和cut是对于两个点的，现在有点不一样了（因为两点之间又多了一个代表边的点），写法就视具体需要来分析啦！
比如，截取了下面例题二的非正常link与cut部分
inline void link(int x){
int y=e[x].u,z=e[x].v;
mroot(z);
f[f[z]=x]=y;
}
inline void cut(int x){
access(e[x].v);splay(x);
lc=rc=f[lc]=f[rc]=0;
pushup(x);
}当然可以两遍link、cut啦，代码简单，不过有些操作浪费了，牺牲了一点常数。
题目做得还不够，因此写法也不够成熟，还望Dalao们指教。
洛谷P4180 [BJWC2010]次小生成树
其实这道题用LCT不是正解，不过是可做的（update：我后来又写了LCT），放在这里一下吧。
用LCT维护最小生成树，再去枚举非树边尝试替换树边，更新最优答案。
TPLY巨佬也用LCT做的（某问题导致常数巨大？），他的题解在这里
蒟蒻题解在这里
洛谷P2387 [NOI2014]魔法森林
我太弱啦！这种双关键字的维护我是真的没有思路，边看着题解边打出来的。orz XZY&XZZ两位巨佬，题解点赞！
不过作为LCT维护边权的好题目还是值得分享。
蒟蒻题解在这里
有时候，我们需要的并不是维护链的信息，而是子树的信息。要知道，LCT是长于维护链的信息，而弱于维护子树信息（这方面不得不承认树剖的用处了，还要赶紧学）。然而动态的连边和断边，又不得不要求我们使用LCT来维护。
其实，我们还是不会束手无策的。
维护子树信息总和的一些常见题型，无非就是询问整棵（原树中的）子树的总大小、权值总和、最值之类的东西。
我们已经可以通过辅助树Splay来获知Splay中的实子树（也就是原树中的一条链）的信息总和。
既然原树的边只有实与虚，子树也只有实与虚，那么如果要想维护好原树的信息总和，我们是不是首先要知道虚子树的信息总和？
注：以下设虚子树信息总和用数组si表示，原树信息总和用s表示。此处si[x]只包含x所有虚子树（通过轻边指向x）的信息总和，而s[x]实际上是在LCT中的所有儿子的信息总和（包括辅助树Splay中相对的左右儿子的总和与被轻边所指的绝对的虚子树的总和）。
那么如果我们确定了si[x]的值，是不是就知道了s[x]的值了？实加虚嘛！
这就是pushup，代码
inline void pushup(int x){
s[x]=s[c[x][0]]+s[c[x][1]]+si[x]+1;//大小总和，注意别漏了+1，自己也要算上
//或者
s[x]=s[c[x][0]]+s[c[x][1]]+si[x]+v[x];//权值总和，自己同样也要算上
}先不对这种方法是怎样来的这个问题追本溯源，那我们就可以直接考虑si如何维护了。
还是直接假设我们已经提前维护好了si吧。
很显然，si的变化取决于虚实边的变化，所以现在我们只考虑LCT中的每个操作会对虚实边产生怎样的影响。
inline void access(int x){
for(int y=0;x;x=f[y=x]){
splay(x);
si[x]+=s[c[x][1]];
si[x]-=s[c[x][1]=y];
pushup(x);
//如果pushup只是更新原树信息总和s的话，甚至这里可以不写，毕竟加一个减一个，和没变
}
}//保证连边合法
inline void link(int x,int y){
split(x,y);//这里不是提取x-y的路径的意思，是makeroot+access+splay的偷懒写法
si[f[x]=y]+=s[x];
pushup(y);
}
//不保证
inline bool link(int x,int y){
makeroot(x);
if(findroot(y)==x)return 0;//access+splay已完成
si[f[x]=y]+=s[x];
pushup(y);
return 1;
}分析到此完毕。其实好像也就只改了一点点地方。。。。。。不过思路是很巧妙的，值得用心体会。
补充一句，如果要维护子树里的最值，一个套路是在每个节点开一个平衡树维护该节点所有虚子树的最值，以便进行查询和更改。
洛谷P4219 [BJOI2014]大融合（点击进入题目）
当学会了LCT维护子树信息和以后，这题就变得有些裸了。。。。。。
蒟蒻题解在这里
洛谷U19464 山村游历(Wander)（点击进入题目）
注：此题为WC模拟赛试题，版权归出题人Philipsweng所有。小蒟蒻觉得这题出得很不错，于是上传至洛谷个人题库，作为例题与大家分享。数据自测，如有问题欢迎反馈。
题目简述：
没有。。。。。。这是一个阅读题，简述的话就等于告诉你怎么做了
仔细读一下题目吧，这道题水平挺高的。
思路分析：
也有点复杂
然而分析完了以后，又变成裸的了。。。。。。
算了，还是单独建一篇随笔吧。
蒟蒻题解在这里
维护方法要视具体情况分析
可能可以开一个LCT然后把同色的点连起来，这样做思路很简单，但实现起来受局限
也可能有多少颜色就开多少个LCT，然后在对应颜色的LCT中连上
升级操作：修改点的颜色
需要转化模型，可参考下面例题2
再次升级操作：修改链为同一种颜色
Link-Cut-Memphis（雾
看一下发明者Memphis巨佬的博客吧
以上两种操作都是在ZJOI2018交流课上听到的Orz
洛谷P3703 [SDOI2017]树点涂色（点击进入题目）
维护连通块并不麻烦，只是思维难度超大。。。。。。
不会树剖，焉知非福？
蒟蒻的题解
洛谷SP16549 QTREE6 - Query on a tree VI（点击进入题目）
一直都把边化为子节点，这次来把点化为父边（雾
蒟蒻的题解
有一类题目是真的毒瘤，怪异到都几乎认不出它的真面目
似乎并不能把它们归为任何一类LCT题型或者任何一种套路
只好仔细分析题目，发现题目本身的特殊性，再转化为LCT模型解决
然而我什么都分析不出来啊QwQ
洛谷P3613 睡觉困难综合征
把起床困难综合症——一个按位贪心的题目，完美地套在了LCT中
蒟蒻题解
洛谷P3348 [ZJOI2016]大森林
新技能get：虚点
离线的转移思路也极为巧妙
蒟蒻题解
洛谷P4338 [ZJOI2018]历史
ZJOI唯一可做题TAT
不来一些大力结论，根本做不下去。。。。。。
蒟蒻题解
标签：实现 写法 知识点 递增 php 路径 www 系统 更改
原文地址：https://www.cnblogs.com/flashhu/p/9498517.html
