并查集
概念：
在计算机科学中，并查集是一种树型的数据结构，用于处理一些不交集（Disjoint Sets）的合并及查询问题。有一个联合-查找算法（union-find algorithm）定义了两个用于此数据结构的操作：
- Find：确定元素属于哪一个子集。这个确定方法就是不断向上查找找到它的根节点，它可以被用来确定两个元素是否属于同一子集。
- Union：将两个子集合并成同一个集合
由于支持这两种操作，一个不相交集也常被称为联合-查找数据结构（union-find data structure）或合并-查找集合（merge-find set）。其他的重要方法，MakeSet，用于建立单元素集合。有了这些方法，许多经典的划分问题可以被解决。
为了更加精确的定义这些方法，需要定义如何表示集合。一种常用的策略是为每个集合选定一个固定的元素，称为代表，以表示整个集合。接着，Find(x) 返回 x 所属集合的代表，而 Union 使用两个集合的代表作为参数。
并查集森林
并查集森林是一种将每一个集合以树表示的数据结构，如上图所示。其中每一个节点保存着到它的父节点的引用（见意大利面条堆栈）。这个数据结构最早由Bernard A. Galler和Michael J. Fischer于1964年提出，[1]但是经过了数年才完成了精确的分析。
在并查集森林中，每个集合的代表即是集合的根节点。“查找”根据其父节点的引用向根行进直到到底树根。“联合”将两棵树合并到一起，这通过将一棵树的根连接到另一棵树的根。实现这样操作的一种方法是
function MakeSet(x) x.parent := x function Find(x) if x.parent == x return x else return Find(x.parent) function Union(x, y) xRoot := Find(x) yRoot := Find(y) xRoot.parent := yRoot
这是并查集森林的最基础的表示方法，这个方法不会比链表法好，这是因为创建的树可能会严重不平衡；然而，可以用两种办法优化。
优化方法一：按秩合并
第一种方法，称为“按秩合并”，即总是将更小的树连接至更大的树上。因为影响运行时间的是树的深度，更小的树添加到更深的树的根上将不会增加秩除非它们的秩相同。在这个算法中，术语“秩”替代了“深度”，因为同时应用了路径压缩时（见下文）秩将不会与高度相同。单元素的树的秩定义为0，当两棵秩同为r的树联合时，它们的秩r+1。只使用这个方法将使最坏的运行时间提高至每个MakeSet、Union或Find操作、0（logn)。
优化后的MakeSet和Union伪代码：
function MakeSet(x) x.parent := x x.rank := 0 function Union(x, y) xRoot := Find(x) yRoot := Find(y) if xRoot == yRoot return // x和y不在同一个集合，合并它们。 if xRoot.rank < yRoot.rank xRoot.parent := yRoot else if xRoot.rank > yRoot.rank yRoot.parent := xRoot else yRoot.parent := xRoot xRoot.rank := xRoot.rank + 1
优化方法二：路径压缩
第二个优化，称为“路径压缩”，是一种在执行“查找”时扁平化树结构的方法。关键在于在路径上的每个节点都可以直接连接到根上；他们都有同样的表示方法。为了达到这样的效果，Find递归地经过树，改变每一个节点的引用到根节点。得到的树将更加扁平，为以后直接或者间接引用节点的操作加速。
这儿是Find：
function Find(x) if x.parent != x x.parent := Find(x.parent) return x.parent
合并两个不相交集合
操作很简单：先设置一个数组(阵列)Father[x]，表示x的“父亲”的编号。 那么，合并两个不相交集合的方法就是，找到其中一个集合最父亲的父亲（也就是最久远的祖先），将另外一个集合的最久远的祖先的父亲指向它。
void Union(int x,int y) { fx = getfather(x); fy = getfather(y); if(fy!=fx) father[fx]=fy; }
判断两个元素是否属于同一集合
仍然使用上面的数组。则本操作即可转换为寻找两个元素的最久远祖先是否相同。寻找祖先可以采用递归实现，见后面的路径压缩算法。
bool same(int x,int y) { return getfather(x)==getfather(y); } /*返回true 表示相同根结点，返回false不相同*/
641.并查集-臭虫也疯狂 (10分)
C时间限制：1000 毫秒 | C内存限制：3000 Kb
题目内容：
霍普教授研究臭虫的性取向。实验前他弄清楚了n个臭虫的性别，并在臭虫的背上标了数字编号（1~n）。现在给一批臭虫的编号
配对，要检查里面有没有同性恋。
输入描述
第一行是整数c,下面接着有c个测试用例。
每个测试用例的第一行是臭虫的数目n（1~2000），以及配对的数目m（1~10^6）。接下来的行就是m个配对的臭虫编号.
输出描述
一共c行， 每行打印“testcase i:没有发现同性恋”,或者“testcase i:发现同性恋”
输入样例
2
3 3
1 2
2 3
1 3
4 2
1 2
3 4
输出样例
testcase 1:发现同性恋
testcase 2:没有发现同性恋
思路：
代码1的思路：
这个代码是超时的，3s应该能过，但是1s就超时了，但是我还是想把这个代码放进去
整体思路：pre数组是存你的祖先的，enemy是存你的敌人的
因为性别是雌雄，所以相当于分成两堆臭虫
每输入一组x,y时，判断x,y他们的祖先是否是一样的，也就是说是否在一堆里面，如果在一堆，那么性别相同，所以发现同性恋
如果不相同，if(enemy[x]) join(enemy[x],y); 那么就把enemy[x]和y合在一堆，也就是说x和y是分别的两堆，那么性别一定不相同，enemy[x]也与x性别不相同，就是说enemy[x]与y的性别是相同的，所以合并成一堆，找到enemy[x]的祖先，然后就让enemy[x]的祖先指向y的祖先。
if(enemy[y])一样的理解
最后分别把各自的敌人记录下来。
代码1：
#include<iostream>
#include<stdio.h>
#include<string.h>
using namespace std;
const int maxn = 2001;
int pre[maxn],enemy[maxn];
int find(int x){
return pre[x] == x?x:find(pre[x]);
}
void join(int x,int y){
pre[find(x)] = find(y);
}
bool judge(int x,int y){
return find(x)==find(y);
}
int main()
{
int t;
cin>>t;
for(int i=1;i<=t;i++){
int n,m;
cin>>n>>m;
for(int i=1;i<=n;i++)
pre[i] = i;
memset(enemy,0,sizeof(enemy));//不能掉
bool flag = true;
for(int i=1;i<=m;i++){
int x,y;
scanf("%d%d",&x,&y);
if(judge(x,y)){
flag = false;
}
else{
if(enemy[x]){
join(enemy[x],y);
}
if(enemy[y]){
join(enemy[y],x);
}
enemy[x] = y;
enemy[y] = x;
}
}
printf("testcase %d:",i);
if(!flag)
cout<<"发现同性恋"<<endl;
else
cout<<"没有发现同性恋"<<endl;
}
return 0;
}
思路：
这个代码是没有超时的，这个就很有趣了，当然理解了好久，勉勉强强的懂了
种类并查集：
首先f[i]存储的是自己的祖先，开始时，每个都是一个独立的集合，相当于说祖先就是自己
r[i]存储的是i与f[i]的关系，如果r[i]==0，就是i与f[i]是同性，当r[i]==1时，是异性
种类并查集和基础并查集大致一样，多了两句代码：getf函数中的 r[x] = (r[x] + r[f[x]]) % 2 和 Union函数中的 r[fb] = (r[a]+1-r[b]+2)%2，不用多想，这两句就是种类并查集的关键，所以在这里就重点解释这两句的意思。
getf函数中的 r[x] = (r[x] + r[f[x]]) % 2：
这一句其实是实时更新 r[x], 因为我们知道，在压缩路径的同时，x的直接父节点f[x]可能就会变了（变的话就是变为root），所以r[x]也可能随之改变，怎么变呢？是不是可以这样表示：root->x = root->f[x] + f[x]->x。有可能你会问，root也不一定是f[x]的直接父节点啊，记住，因为路径压缩是递归的，所以在此之前，root已经是f[x]的直接父节点了，所以root->f[x] 这一句是没毛病的。
Union函数中的 r[fb] = (r[a]+1-r[b]+2)%2：
在Union函数中涉及了两种情况：fa == fb，即a，b根节点相同，属于同一棵树，只判断a和b跟根节点的关系是否相同就行了，即r[a] == r[b]。
fa != fb时，分属两棵树，需要将它们联系在一起，做法就是将一个根节点挂在另一个根节点上，即f[fb] = fa，同时更新 r数组的关系，怎么更新？我们的做法是将fb挂在fa上，根据我们定义的关系，可以这样表示 fa->fb = fa->a + a->b + b->fb,翻译过来就是r[fb] = (r[a] + 1 - r[b] + 2) %2,其中 + 1是题目暂时给出的关系，为异性，+2是避免负数。
a->b 为1，因为刚开始输入的时候a和b就是异性的关系，所以为1。
代码2：
#include<iostream>
#include<stdio.h>
using namespace std;
const int maxn = 2001;
int f[maxn],r[maxn];
bool flag;
int getf(int x){
if(x==f[x])
return x;
int t = getf(f[x]);
r[x] = (r[x]+r[f[x]])%2;
f[x] = t;
return t;
}
void Union(int a,int b){
int fa = getf(a);
int fb = getf(b);
if(fa==fb){
if(r[a]==r[b])
flag= false;
return ;
}
f[fb] = fa;;
r[fb] = (r[b]+1-r[a]+2)%2;
}
int main(){
int t;
cin>>t;
for(int i=1;i<=t;i++){
int n,m;
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=1;i<=n;i++){
f[i] = i;
r[i] = 0;
}
flag =true;
int a,b;
for(int i=1;i<=m;i++){
scanf("%d%d",&a,&b);
if(flag) Union(a,b);
}
printf("testcase %d:",i);
if(!flag)
cout<<"发现同性恋"<<endl;
else
cout<<"没有发现同性恋"<<endl;
}
return 0;
}