标签：problem ++ for 情况下 一个 memset -- inline color
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存在一棵n个结点的树，加入m条新边，现在要让这个图不连通，你可以切断两条边，要求切断一条原边，一条新边，求切割的方案数。
加入m条新边，假设加入新边(u,v),那么u-->lca(u,v)-->v-->u形成一个环，此时可以切断新边，和环上任意的一条原边就可以使图不连通。
可以发现若加入一条新边，给环上的计数1，表示该边被一个环覆盖，树上有些边会被多个环覆盖，此时可以分情况讨论。
1、若该边被覆盖次数是0，则断掉该边后图已经满足不连通条件了，此时可以断掉任意一条新边，图依旧不连通，可该边以产生m种新方案。
2、若该边被覆盖次数是1，则断掉该边后必须断掉与之对应的新边才能使图不连通，可以产生1种新方案。
3、若该边被覆盖次数大于等于2，则不能在断掉一条新边和一条原边的情况下使图不连通，所以不能产生新方案。
所以该题目可以转化为，每次加入新边后，给形成对应的环上的边+1，最后统计树上所有边的权值（树上差分），若权值是0方案数+m，权值是1方案数+1
可以求出最后结果
#include<iostream> #include<cstdio> #include<cstring> using namespace std; const int MAX=100009; const int M=20; int n,m,a,b; int head[MAX],cnt=0; int up[MAX][M]; int deep[MAX]; int de[MAX]; struct edge{ int next,to; }edge[MAX*2]; inline void add(int u,int v) { edge[cnt].to=v; edge[cnt].next=head[u]; head[u]=cnt++; } void dfs(int u) //遍历数，求出结点的深度和父亲 { for(int i=head[u];i!=-1;i=edge[i].next) { int to=edge[i].to; if(to==up[u][0])continue; deep[to]=deep[u]+1; up[to][0]=u; dfs(to); } } void init() { memset(up,-1,sizeof(up)); deep[1]=1; dfs(1); for(int j=1;(1<<j)<=n;j++) //倍增 for(int i=1;i<=n;i++) if(~up[i][j-1]) up[i][j]=up[up[i][j-1]][j-1]; } int lca(int a,int b) { if(deep[a]<deep[b]) swap(a,b); int d=deep[a]-deep[b]; for(int i=0;i<M;i++) if(d&(1<<i)) a=up[a][i]; if(a==b)return a; for(int i=M-1;i>=0;i--) { if(up[a][i]!=up[b][i]) a=up[a][i],b=up[b][i]; } return up[a][0]; } void dfs_ans(int u) { for(int i=head[u];i!=-1;i=edge[i].next) { int to=edge[i].to; if(to==up[u][0])break; dfs_ans(to); de[u]=de[u]+de[to]; } } int main() { memset(head,-1,sizeof(head)); memset(de,0,sizeof(de)); scanf("%d%d",&n,&m); for(int i=1;i<n;i++) { scanf("%d%d",&a,&b); add(a,b); add(b,a); } init(); for(int i=0;i<m;i++) { scanf("%d%d",&a,&b); de[a]++; //树上差分 de[b]++; de[lca(a,b)]-=2; } dfs_ans(1); int res=0; for(int i=2;i<=n;i++) { if(de[i]==0) res+=m; if(de[i]==1) res++; } printf("%d\n",res); return 0; }
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原文地址：https://www.cnblogs.com/LjwCarrot/p/9738045.html
