首先，我们会有一个很简单的想法，枚举断边，产生两棵子树，然后在两棵树内分别求带权重心，计算贡献，这样的话复杂度是 \(O(n^2)\) 的。
那么我们要好好利用 $h \leq 100 $ 的性质。
考虑 \(sze[u]\) 为带权重量，\(g[u]\) 为以 \(u\) 为根的树，所有点都到 \(u\) 的代价。
所以 \(g[u] = \sum\limits_{v\in{son(u)}}{g[v] + sze[v]}\)
考虑 \(f[u]\) 为 \(u\) 在的一棵树中，所有点到 \(u\) 的总代价。
由于计算是动态的，我们考虑转移。
对于 \(v \in son(u)\) 有 \(f[v] = f[u] + (S - sze[v]) - sze[v]\)
如果 \(v\) 比 \(u\) 更优，当且仅当 \(2 * sze[v] > S\)
我们发现，只有两个候选项，重儿子和次重儿子。递归时顺带维护变化即可。
最坏情况可能会是一条到底的链，所以复杂度 \(O(nh)\)
code:
const int Maxn = 5e5 + 5, Maxm = 1e6 + 5;
int n, cnt = 0, w[Maxn], head[Maxn], ver[Maxm], nxt[Maxm];
inline void AddEdge(int u, int v) {ver[++cnt] = v, nxt[cnt] = head[u], head[u] = cnt;ver[++cnt] = u, nxt[cnt] = head[v], head[v] = cnt;
}int dep[Maxn], fat[Maxn], son[Maxn], son2[Maxn];
int sze[Maxn], g[Maxn], cut, ans = INT_MAX;
inline void DfsFir(int u) {sze[u] = w[u];for (int i = head[u]; i; i = nxt[i]) {if (ver[i] == fat[u]) continue;dep[ver[i]] = dep[u] + 1; fat[ver[i]] = u;DfsFir(ver[i]); sze[u] += sze[ver[i]];g[u] += g[ver[i]] + sze[ver[i]];if (sze[ver[i]] > sze[son[u]]) son2[u] = son[u], son[u] = ver[i];else if (sze[ver[i]] > sze[son2[u]]) son2[u] = ver[i];}
}inline void getans(int u, int val, int all, int &ret) {chkmin(ret, val); int v = son[u];if (v == cut || sze[son[u]] < sze[son2[u]]) v = son2[u];if (!v) return;if (2 * sze[v] > all) getans(v, val + all - 2 * sze[v], all, ret);
}inline void DfsSec(int u) {for (int i = head[u]; i; i = nxt[i]) {if (ver[i] == fat[u]) continue;cut = ver[i]; int x = INT_MAX, y = INT_MAX;for (int pos = u; pos; pos = fat[pos]) sze[pos] -= sze[ver[i]];getans(1, g[1] - g[ver[i]] - dep[ver[i]] * sze[ver[i]], sze[1], x);getans(ver[i], g[ver[i]], sze[ver[i]], y); chkmin(ans, x + y);for (int pos = u; pos; pos = fat[pos]) sze[pos] += sze[ver[i]];DfsSec(ver[i]);}
}signed main(void) {
// file("");read(n);for (int i = 1, u, v; i < n; i++)read(u), read(v), AddEdge(u, v);for (int i = 1; i <= n; i++) read(w[i]);DfsFir(1); DfsSec(1); writeln(ans);
// fwrite(pf, 1, o1 - pf, stdout);return 0;
}
