染色
给定一棵 \(n\) 个节点的无根树，共有 \(m\) 个操作，操作分为两种：
- 将节点 \(a\) 到节点 \(b\) 的路径上的所有点（包括 \(a\) 和 \(b\)）都染成颜色 \(c\)。
- 询问节点 \(a\) 到节点 \(b\) 的路径上的颜色段数量。
颜色段的定义是极长的连续相同颜色被认为是一段。例如 112221 由三段组成：11、222、1。
这道题是树剖好题。我们来寻思如何改进树剖完成题目操作。下面是一个普通树剖，求路径和。
int query_uv(int u, int v) {int res = 0;while (top[u] != top[v]) {if (dep[top[u]] < dep[top[v]]) swap(u, v);res += query(1, id[top[u]], id[u]);u = f[top[u]];}if (dep[u] < dep[v]) swap(u, v);res += query(1, id[v], id[u]);return res;
}
我们肯定要将第 5 行线段树的 query 改成求连续段数量的函数。这个用线段树维护其实并不困难。见如下代码：
struct node {int lc, rc, sum;
};
struct segment {#define ls p << 1#define rs p << 1 | 1struct edge {int l, r, lc, rc, sum, lazy; // lc左端点颜色，rc右端点颜色，sum颜色端数量}tree[N * 4];void down(int p, int x) {tree[p].lc = tree[p].rc = tree[p].lazy = x;tree[p].sum = 1;}void push_up(int p) {tree[p].lc = tree[ls].lc;tree[p].rc = tree[rs].rc;tree[p].sum = tree[ls].sum + tree[rs].sum;if (tree[ls].rc == tree[rs].lc) tree[p].sum--;}void push_down(int p) {if (tree[p].lazy) {down(ls, tree[p].lazy);down(rs, tree[p].lazy);tree[p].lazy = 0;}}void build(int p, int l, int r) {tree[p].l = l, tree[p].r = r;if (l == r) return;int mid = (l + r) >> 1;build(ls, l, mid);build(rs, mid + 1, r);}void modify(int p, int l, int r, int x) { // 区间赋值if (l <= tree[p].l && tree[p].r <= r) {down(p, x);return;}push_down(p);int mid = (tree[p].l + tree[p].r) >> 1;if (l <= mid) modify(ls, l, r, x);if (r > mid) modify(rs, l, r, x);push_up(p);}node query(int p, int l, int r) { // node 返回{左端点颜色，右端点颜色，颜色端数量}这个整体信息if (l > tree[p].r || r < tree[p].l) return {-1, 0, 0};if (l <= tree[p].l && tree[p].r <= r) return {tree[p].lc, tree[p].rc, tree[p].sum};push_down(p);node x = query(ls, l, r), y = query(rs, l, r), res;if (x.lc == -1) return y;if (y.lc == -1) return x;res.lc = x.lc, res.rc = y.rc;res.sum = x.sum + y.sum - (x.rc == y.lc);return res;}
}tr;
考虑树剖的过程，如果这次跳的路径的底端和底端下面那个点颜色相同，则需要将颜色端数量减一。
int query_path(int u, int v) {int res = 0, t1 = -1, t2 = -1; // 维护t1,t2,代表当前u,v下方的颜色while (top[u] != top[v]) {if (dep[top[u]] < dep[top[v]]) swap(u, v), swap(t1, t2);node tmp = tr.query(1, id[top[u]], id[u]);// tmp.lc是top[u]的颜色// tmp.rc是u的颜色res += tmp.sum;if (t1 == tmp.rc) res--;t1 = tmp.lc; // 更新u = fat[top[u]];}if (dep[u] < dep[v]) swap(u, v), swap(t1, t2);node tmp = tr.query(1, id[v], id[u]);res += tmp.sum;if (tmp.rc == t1) res--;if (tmp.lc == t2) res--;return res;
}
CF916E Jamie and Tree
有一棵 \(n\) 个节点的有根树，标号为 \(1\sim n\)，你需要维护以下三种操作
-
1 v：给定一个点 \(v\)，将整颗树的根变为 \(v\)。 -
2 u v x：给定两个点 \(u,v\) 和整数 \(x\)，将 \(\operatorname{lca}(u, v)\) 为根的子树的所有点的点权都加上 \(x\)。 -
3 v：给定一个点 \(v\)，你需要回答以 \(v\) 所在的子树的所有点的权值和。
这道题主要是加入了换根操作。设当前根节点为 \(root\)。
如果求 \(lca(u,v)\)，你只需要知道：\(lca(u,v)\) 等于 \(lca(u,root),lca(v,root),lca(u,v)\) 当中深度最大的那个点。具体证明略。
如果是对 \(u\) 子树操作，需要分情况：
-
如果 \(u=root\)，就是对整棵树进行操作。
-
如果 \(root\) 为 \(u\) 子树，见下图。
\(u\) 下方的靠近 \(root\) 的那个儿子叫做 \(t\)。可以这样操作：先把整棵树进行加，再把 t 子树减回去。灰色部分就是被操作的点。
-
如果 \(u\) 为 \(root\) 子树，则直接对 \(u\) 进行操作即可。
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define PII pair<int, int>
#define _for(i, a, b) for (int i = (a); i <= (b); i++)
#define _pfor(i, a, b) for (int i = (a); i >= (b); i--)
#define int long long
const int N = 3e5 + 5;
int n, m, a[N], sz[N], son[N], din[N], dep[N], idx, top[N], fat[N], id[N], cc, root;
vector<int> G[N];
struct fenwick {int c[N][2];void add(int x, int v) {for (int i = x; i <= N - 5; i += i & -i) {c[i][0] += v;c[i][1] += x * v;}}void modify(int l, int r, int v) {add(l, v);add(r + 1 , -v);}int sum(int op, int x) {int res = 0;for (int i = x; i; i -= i & -i) res += c[i][op];return res;}int query(int l, int r) {int t1 = sum(0, l - 1) * l - sum(1, l - 1);int t2 = sum(0, r) * (r + 1) - sum(1, r);return t2 - t1;}
}tr;
void dfs1(int u, int fa, int depth) {dep[u] = depth; sz[u] = 1; fat[u] = fa; din[u] = ++cc;for (auto v : G[u]) {if (v == fa) continue;dfs1(v, u, depth + 1);sz[u] += sz[v];if (sz[v] > sz[son[u]]) son[u] = v;}
}
void dfs2(int u, int fa, int tt) {top[u] = tt; id[u] = ++idx;if (!son[u]) return;dfs2(son[u], u, tt);for (auto v : G[u]) {if (v == fa || v == son[u]) continue;dfs2(v, u, v);}
}
int lca(int u, int v) {while (top[u] != top[v]) {if (dep[top[u]] < dep[top[v]]) swap(u, v);u = fat[top[u]];}if (dep[u] < dep[v]) return u;return v;
}
int get_son(int u, int v) { // 找v的儿子在u,v路径上while (top[u] != top[v]) {if (fat[top[u]] == v) return top[u];u = fat[top[u]];}return son[v];
}
int get_lca(int x, int y, int root) {PII t[3];t[0] = {dep[lca(x, y)], lca(x, y)};t[1] = {dep[lca(x, root)], lca(x, root)};t[2] = {dep[lca(y, root)], lca(y, root)};sort(t, t + 3);return t[2].second;
}
signed main() {cin >> n >> m;_for(i, 1, n) cin >> a[i];_for(i, 1, n - 1) {int u, v;cin >> u >> v;G[u].push_back(v);G[v].push_back(u);}dfs1(1, 0, 1);dfs2(1, 0, 1);_for(i, 1, n) tr.modify(din[i], din[i], a[i]);while (m--) {int op, u, v, x;cin >> op >> u;if (op == 1) root = u;else if (op == 2) {cin >> v >> x;int t = get_lca(u, v, root);if (t == root) tr.modify(1, n, x);else if (din[root] >= din[t] && din[root] <= din[t] + sz[t] - 1) {int tmp = get_son(root, t);tr.modify(1, n, x);tr.modify(din[tmp], din[tmp] + sz[tmp] - 1, -x);}else tr.modify(din[t], din[t] + sz[t] - 1, x);}else {int res = 0;if (u == root) res = tr.query(1, n);else if (din[root] >= din[u] && din[root] <= din[u] + sz[u] - 1) {int tmp = get_son(root, u);res += tr.query(1, n);res -= tr.query(din[tmp], din[tmp] + sz[tmp] - 1);}else res += tr.query(din[u], din[u] + sz[u] - 1);cout << res << endl;}}
}
