【题目描述】
一个公司的组织领导架构可以用一棵领导树来表示。公司的每个成员对应于树中一个结点\(v_i\)，且每个成员都有响应的级别\(w_i\)。越高层的领导，其级别值\(w_i\)越小。树中任何两个结点之间有边相连，则表示与结点相应的两个成员属于同一部门。领导集团问题就是根据公司的领导树确定公司的最大部门。换句话说，也就是在领导树中寻找最大的部门结点子集，使得的结点\(v_i\)和\(v_j\)，如果\(v_i\)是\(v_j\)的子孙结点，则\(w_i \ge w_j\)。
编程任务：对于任意对于给定的领导树，计算出领导树中最大的部门结点子集。
【输入格式】
第一行有一个正整数\(n\)，表示领导树的结点数。接下来的一行中有\(n\)个整数。第\(i\)个数表示\(w_i\)。再接下来的\(n - 1\)行中，第\(i\)行有一个整数\(v_i\)表示\(v_i\)是\(i + 1\)的双亲结点。
\(n\) 为正整数，\(n \le 200000\)，\(0 < w_i \le 10^9\)
【输出格式】
输出找到的最大的部门的成员数。
这题目描述故弄玄虚。。。害我看半天 简单来说就是选出树上一个点集(不一定要相连的点) 满足点集中任意两点\(i,j\)，如果\(i\)是\(j\)的直接祖先，一定有\(w_i\le w_j\)。
题解
设计一个DP方程 \(dp[i][j]\)表示 在\(i\)的子树中(这棵树是有根树！)，选择的所有点的权值全部大于等于\(j\)时 最多选多少个点。
如果要选当前节点\(u\) 那么在子树里选的点的权值就必须全部\(\ge w_u\) 所以转移方程十分显然(并不)，如下：
由于\(u\)的两个不同儿子的子树中怎么选点是互不影响的 所以在转移到\(u\)之前我们先把\(u\)所有儿子的\(dp[v][j]\)对应的加在一起(就是对于每一个\(j\) 把所有儿子的\(dp[?][j]\)累加起来)
我们再看看\(dp[i][j]\)的定义 容易发现对于一个点\(x\) 随着\(j\)的增大 \(dp[x][j]\)肯定是不断减小的
所以转移方程直接写成\(dp[u][j]=dp[v][j]+\triangle\)
这个\(\triangle\)是什么？意思是说如果可以取\(u\)这个点 那么就是\(1\) 否则为\(0\)
关于能不能取\(u\)这个点其实不太好考虑 为什么不好考虑呢？首先 如果你取了\(u\) 那么一定要\(j\le w_u\)
其次 如果\(j\le w_u\) 那么有可能\(dp[v][j]\)里面已经取了权值小于\(w_u\)的点了！所以我们先放在一边 稍后再来考虑
把所有儿子的\(dp\)值累加总时间是\(O(n^2)\)的 这就不太行
发现转移是在树上的 我们可以用线段树合并来操作这个DP转移 具体地说 线段树的每一个叶子的位置上存着\(dp[i][j]\)
对于儿子的\(dp\)值累加 直接把所有儿子的线段树合并就行了
然后关于那个\(\triangle\) 肯定是有一段\(dp[u][j\sim k]\)需要加\(1\) 但是线段树合并不支持区间修改
因为我们刚才提到的那个 “随着\(j\)的增大 \(dp[x][j]\)肯定是不断减小的” 的性质 我们可以让叶子节点存\(dp\)值的后缀差分数组 这样每次只用改两个点了
到底哪一段要\(+1\)？后缀差分数组的第\(w_u\)项肯定是要\(+1\)的 然后\(-1\)的位置则是在 从后缀差分数组\(w_u\)项往前找第一个大于\(0\)的位置
如果那个位置大于零了 就意味着在\(u\)的子树里已经取了一个权值小于\(w_u\)的点了(请自行理解)
这个位置可以用线段树上二分找到(但是这个二分会显得比较抽搐 蒟蒻调半天调不出来只好去参考标程)
答案就是最终的\(dp[1][1]\) 也就是你把\(1\)号节点那个差分线段树整个加起来
时间复杂度\(O(n\log n)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n, w[200005], srt[200005], mx, ans;
int head[200005], pre[400005], to[400005], sz;
bool ok;
inline void addedge(int u, int v) {
pre[++sz] = head[u]; head[u] = sz; to[sz] = v;
pre[++sz] = head[v]; head[v] = sz; to[sz] = u;
}
struct tree{
int lc, rc, cnt;
} tr[4000005];
int rt[200005], tot;
#define lson tr[ind].lc
#define rson tr[ind].rc
int merge(int x, int y) {
if (!x) return y;
if (!y) return x;
tr[x].lc = merge(tr[x].lc, tr[y].lc);
tr[x].rc = merge(tr[x].rc, tr[y].rc);
tr[x].cnt += tr[y].cnt;
return x;
}
void update(int &ind, int l, int r, int pos, int v) {
if (!ind) ind = ++tot;
tr[ind].cnt += v;
if (l == r) return;
int mid = (l + r) >> 1;
if (pos <= mid) update(lson, l, mid, pos, v);
else update(rson, mid+1, r, pos, v);
}
void del(int ind) { //这个还是二分
tr[ind].cnt--;
if (tr[rson].cnt) del(rson);
else if (tr[lson].cnt) del(lson);
}
void del(int ind, int l, int r, int pos) { //线段树上二分
if (l == r) return;
int mid = (l + r) >> 1;
if (pos <= mid) {
del(lson, l, mid, pos);
} else {
del(rson, mid + 1, r, pos);
if (!ok && tr[lson].cnt) {
del(lson);
ok = 1;
}
}
if (ok) tr[ind].cnt--;
}
void dfs(int x, int fa) {
for (int i = head[x]; i; i = pre[i]) {
if (to[i] == fa) continue;
dfs(to[i], x);
rt[x] = merge(rt[x], rt[to[i]]);
}
update(rt[x], 1, n, w[x], 1);
ok = 0;
del(rt[x], 1, n, w[x]);
}
int main() {
scanf("%d", &n);
for (int i = 1; i <= n; i++) scanf("%d", &w[i]), srt[i] = w[i];
sort(srt + 1, srt + n + 1);
mx = unique(srt + 1, srt + n + 1) - srt - 1;
for (int i = 1; i <= n; i++) w[i] = lower_bound(srt + 1, srt + mx + 1, w[i]) - srt;
for (int i = 2, fa; i <= n; i++) {
scanf("%d", &fa);
addedge(fa, i);
}
dfs(1, 0);
printf("%d\n", tr[rt[1]].cnt);
return 0;
}