可持久化专题（三）——可持久化并查集

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前言

要学可持久化并查集，必须先会可持久化数组。

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可持久化数组详见博客可持久化专题（二）——可持久化数组的实现

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简介

可持久化并查集应该是一个挺实用的数据结构（例如NOI2018Day1T1中就有它的身影）。
它主要建立于可持久化数组的基础之上（而可持久化数组的实现是完全基于主席树的），因为这样就可以去访问一些历史版本从而实现可持久化了。

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主席树详见博客可持久化专题（一）——浅谈主席树：可持久化线段树

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按秩合并

由于可持久化的缘故，我们要切记，可持久化并查集是不能像普通并查集一样写路径压缩的！
或许有人会问，不路径压缩，还不$T$飞？
没关系，没有路径压缩，我们还有按秩合并，它的复杂度均摊是$O(logn)$的，平时由于已经有路径压缩了，所以基本上没人写按秩合并（实在没什么必要，时间复杂度优化并不大），而此时此刻，没法用路径压缩，按秩合并就起了很大的作用。

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按秩合并的复杂度证明详见博客启发式合并

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具体实现

如果对可持久化并查集还有什么不懂的，最好再多思考一下，毕竟这还是有点深奥的。
下面是洛谷上可持久化并查集板子题的代码：（代码比可持久化数组长了许多）

#include<bits/stdc++.h>
#define max(x,y) ((x)>(y)?(x):(y))
#define min(x,y) ((x)<(y)?(x):(y))
#define LL long long
#define swap(x,y) (x^y?(x^=y,y^=x,x^=y):0)
#define tc() (A==B&&(B=(A=ff)+fread(ff,1,100000,stdin),A==B)?EOF:*A++)
#define pc(ch) (pp_<100000?pp[pp_++]=(ch):(fwrite(pp,1,100000,stdout),pp[(pp_=0)++]=(ch)))
#define N 200000 
int pp_=0;char ff[100000],*A=ff,*B=ff,pp[100000];
using namespace std;
int n,Q,tot=0,rt[N+5],a[N+5];
struct Chairman_Tree
{
    int Son[2],fa,level;
}node[N*20];
inline void read(int &x)
{
    x=0;int f=1;char ch;
    while(!isdigit(ch=tc())) f=ch^'-'?1:-1;
    while(x=(x<<3)+(x<<1)+ch-'0',isdigit(ch=tc()));
    x*=f;
}
inline void write(int x)
{
    if(x<0) pc('-'),x=-x;
    if(x>9) write(x/10);
    pc(x%10+'0');
}
inline void Build(int &rt,int l,int r)//初始的建树，一开始每个节点的fa都是本身，这是并查集的基础思想
{
    rt=++tot;
    int mid=l+r>>1;
    if(!(l^r)) {node[rt].fa=l;return;}
    Build(node[rt].Son[0],l,mid),Build(node[rt].Son[1],mid+1,r);
}
inline void NewPoint(int &rt,int lst,int l,int r,int x,int fa)//新插入一个节点
{
    rt=++tot;
    int mid=l+r>>1;
    if(!(l^r)) {node[rt].fa=fa,node[rt].level=node[lst].level;return;}//更新fa，并复制以前版本的这个节点的level
    node[rt].Son[0]=node[lst].Son[0],node[rt].Son[1]=node[lst].Son[1];
    if(x<=mid) NewPoint(node[rt].Son[0],node[lst].Son[0],l,mid,x,fa);
    else NewPoint(node[rt].Son[1],node[lst].Son[1],mid+1,r,x,fa);
}
inline void Add_level(int rt,int l,int r,int x)//增加一个节点的在按秩合并时的优先级
{
    int mid=l+r>>1;
    if(!(l^r)) {++node[rt].level;return;}
    if(x<=mid) Add_level(node[rt].Son[0],l,mid,x);
    else Add_level(node[rt].Son[1],mid+1,r,x);
}
inline int Query(int rt,int l,int r,int x)//询问x节点在某一版本下的位置
{
    int mid=l+r>>1;
    if(!(l^r)) return rt;
    if(x<=mid) return Query(node[rt].Son[0],l,mid,x);
    else return Query(node[rt].Son[1],mid+1,r,x);
}
inline int getfa(int rt,int x)//询问x节点在某一版本下的祖先
{
    int fa=Query(rt,1,n,x);
    return node[fa].fa^x?getfa(rt,node[fa].fa):fa;//如果x节点在该版本下的父亲等于它本身，就返回x，否则返回x的父亲在这个版本下的祖先，和经典的getfa()函数差不多
}
inline void connect(int v,int x,int y)//在版本v中连接x和y，将他们放入一个集合中
{
    int fx=getfa(rt[v],x),fy=getfa(rt[v],y);//先求出版本v中它们的祖先
    if(!(fx^fy)) return;//如果祖先相同，就退出函数
    if(node[fx].level<node[fy].level) swap(fx,fy);//如果x的优先级小于y的优先级，就交换x和y
    NewPoint(rt[v],rt[v-1],1,n,node[fy].fa,node[fx].fa);//将优先级小的节点的父亲连向优先级大的节点的父亲
    if(!(node[fx].level^node[fy].level)) Add_level(rt[v],1,n,node[fx].fa);//如果它们的优先级相同，就将它们合并后的祖宗的优先级加1
}
int main()
{
    register int i;
    for(read(n),read(Q),Build(rt[0],i=1,n);i<=Q;++i)//先建一棵树，然后进行操作
    {
        int op,x,y;read(op),read(x);
        if(op^2) read(y),rt[i]=rt[i-1];
        switch(op)
        {
            case 1:connect(i,x,y);break;//在当前版本下连接x和y
            case 2:rt[i]=rt[x];break;//将当前版本还原回曾经的版本x
            case 3:pc(getfa(rt[i],x)^getfa(rt[i],y)?'0':'1'),pc('\n');break;//若当前版本下x和y的父亲相同，输出1，否则输出0
        }
    }
    return fwrite(pp,1,pp_,stdout),0;
}