ツリーチェーンツリーチェーンスプリトコメント（ロサンゼルスバレーテンプレートP3384）

はじめに：

　　まず、最良の第1の分割ツリーチェーンLCA、ツリー-DPを学習する前に、これら三つの知識のDFSシーケンスが学んだ
　　チェーンが主演する前に、EMMはまだ必要な、ツリーラインも最初に学びました。

　　これら3点は知識が良いです把握していなかった場合は、ツリー鎖分割は、もちろん理解することは困難です。

I.はじめに

　　ツリーチェーンが木のいくつかのチェーンに分割され、ツリーは、処理を減らすことの難しさを直線的になり

　　問題は対処が必要です。

- 　XからY最短経路ノード値プラスZへのすべてのツリーノード
- 　すべてのノードのyの値に対するXからノードの最短経路のツリー要求と
- 　Xは、ルートノードはサブツリー・ノードの値であるすべてのプラスZであろうあります
- 　xは、サブツリーのルートノードである値のすべてのノードを検索し

　　コンセプト

- ヘビー息子：各非リーフノードの場合、その息子長男の息子に、PS（再息子ノードのルートサブツリーノードです：感謝@shzr首長は、この文は私の厳格を発現しない指摘qwq、修正）
- ライト息子：各非リーフノードの場合、それは残りの重いすべてのアフリカの息子の息子がいるが、光の息子の息子であります
- リーフノードは、（それが息子を持っていないので...）光や重い息子の息子をしません
- ヘビーサイド：彼の父の息子ヘビーエッジへの接続は、複数のエッジ//オリジナルの言葉遣いと呼ばれています：任意の2人の息子が重い側縁と呼ばれる再接続
- ライト側：残りの部分は光側であります
- 重鎖：重鎖を接続するリンクに隣接重い側は、重鎖の息子と呼ばれます
  - それは光の子である場合、リーフノードのために、出発点は、チェーン1の長さ自体に存在します
  - 出発点として息子を点灯させる各重鎖

　　プロパティ

　　　　もしエッジ（U、V）光側と、次いで、サイズ（U）> =サイズ（V）* 2

　　　　ログの特定の側面より光複数の経路を介してルート・ノードの数（N）

　　　　ログを超えない重鎖一定の経路を経てルートノードの数（N）

第二に、アルゴリズムのプロセス

　　DFS1（）

　　　　いくつかのことに対処するDFS1：

深いマーク各点の深さ[]
マーク・各ポイントの父FA []
（自身のを含む）の各非リーフノードラベルされたサブツリーのサイズ
マーク重い息子番号w_sonの各非リーフノードは、[]

インラインボイド DFS1（INT U、INT父、int型fdeep）
{ 
    ディープ[U] = fdeep、FA [U] =父,, root_size [U] = 1 ; // タグノードの父、深さ、uが現在のルートでありますツリー内のノードの数
    int型 pw_son = - 1 ; // -1前提息子root_size重量
    のために（int型 ; I I = I =ヘッド[U] エッジ[I] .next）
    { 
        IF [エッジ（ I] == .TO父）続行 ; // 無向グラフ"先祖返り側"は必要ありません 
        DFS1（エッジ[I] .TO、U、fdeepの+ 1。）; // 検索息子ノード
        た場合（root_size [エッジ[I] .TO]> pw_son）w_son [U] = エッジ[I] .TO。    
        root_size [U] + = root_size [エッジ[i]は.TO]。// 更新重儿子
    } 
}

　　DFS2（）

　　　　この前処理はまた、いくつかのことをDFS2

各ポイントには新しいIDタグません
新しい番号上の各点に割り当てられた初期値
各ポイントのトップストランドの処理
各処理チェーン

インラインボイド DFS2（INT U、INT FTOP）
{ 
    TOP [U] = FTOP; // UはチェーンFTOPの第一鎖に付加される 
    ID [U] = CNT ++; // 各ノードのタイムスタンプを記録する 
    [W CNT] [U] =; //は、タイムスタンプの値に応じて重みを加え
    IF（！息子[U]）のリターン ; // ない息子、直接リターン 
    DFS2（息子[U]、FTOP）; // 最初の深い検索重い息子、これは保証することできるだけ小さく重い息子のシーケンス
    のための（int型 I = haed [U]; I; I = エッジ[I] .next）
         IF！（エッジ[I] = U && .TOエッジ[I] .TO ！= ソン[U]）
            DFS2（エッジ[I] .TO、エッジ[I] .TO）// [i]は.TO新しいチェーンリンクヘッドエッジで発生
}

　　図に示した図の効果以下のように（遅延少ないです）。

　　たとえば、次の問題は、テンプレートで対処しました

- 処理任意の2点間の正しい道にスポットし、
- 处理一点及其子树的点权和
- 修改任意两点间路径上的点权
- 修改一点及其子树的点权

　　修改任意两点间路径上的点权

　　　　设所在链顶端的深度更深的那个点为x点

- ans加上x点到x所在链顶端这一段区间的点权和
- 把x跳到x所在链顶端的那个点的上面一个点

　　　　不停执行这两个步骤，直到两个点处于一条链上，这时再加上此时两个点的区间和即可

ツリーチェーンツリーチェーンスプリトコメント（ロサンゼルスバレーテンプレートP3384）

はじめに：

I.はじめに

コンセプト

プロパティ

第二に、アルゴリズムのプロセス

DFS1（）

DFS2（）

修改任意两点间路径上的点权

处理任意两点间路径上的点权和

修改一点及其子树的点权

处理一点及其子树的点权和

三、例题

四、相关转载于推荐文章（十分感谢这些博主）

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