[BZOJ4765]普通计算姬
试题描述
"奋战三星期，造台计算机"。小G响应号召，花了三小时造了台普通计算姬。普通计算姬比普通计算机要厉害一些。普通计算机能计算数列区间和，而普通计算姬能计算树中子树和。更具体地，小G的计算姬可以解决这么个问题：给定一棵n个节点的带权树，节点编号为1到n，以root为根，设sum[p]表示以点p为根的这棵子树中所有节点的权值和。计算姬支持下列两种操作:
1 给定两个整数u,v，修改点u的权值为v。
2 给定两个整数l,r，计算sum[l]+sum[l+1]+....+sum[r-1]+sum[r]
尽管计算姬可以很快完成这个问题，可是小G并不知道它的答案是否正确，你能帮助他吗？
输入
第一行两个整数n,m，表示树的节点数与操作次数。
接下来一行n个整数，第i个整数di表示点i的初始权值。
接下来n行每行两个整数ai,bi，表示一条树上的边，若ai=0则说明bi是根。
接下来m行每行三个整数，第一个整数op表示操作类型。
若op=1则接下来两个整数u,v表示将点u的权值修改为v。
若op=2则接下来两个整数l,r表示询问。
N<=10^5,M<=10^5
0<=Di,V<2^31,1<=L<=R<=N,1<=U<=N
输出
对每个操作类型2输出一行一个整数表示答案。
输入示例
6 4 0 0 3 4 0 1 0 1 1 2 2 3 2 4 3 5 5 6 2 1 2 1 1 1 2 3 6 2 3 5
输出示例
16 10 9
数据规模及约定
见“输入”
题解
做法一：
我们先把 sum 数组求出来，然后节点 u 权值的修改对应着 u 到根节点这一条链的修改，于是可以树链剖分套数据结构完成这个操作；对于询问，它问的却是连续的一段编号；所以可以看成一个二维平面，每个节点 u 的坐标是 (dfs[u], u)（dfs[u] 表示节点 u 的树链剖分序），权值就是 sum[u]；那么对于修改操作，就是 x 轴上连续的 log(n) 段，y 坐标没有限制；对于询问操作就是 y 轴上连续一段， x 坐标没限制；所以这个东西就可以用 kd 树维护了。
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <cstdlib>
#include <cctype>
#include <algorithm>
using namespace std;
const int BufferSize = 1 << 16;
char buffer[BufferSize], *Head, *Tail;
inline char Getchar() {
if(Head == Tail) {
int l = fread(buffer, 1, BufferSize, stdin);
Tail = (Head = buffer) + l;
}
return *Head++;
}
int read() {
int x = 0, f = 1; char c = Getchar();
while(!isdigit(c)){ if(c == '-') f = -1; c = Getchar(); }
while(isdigit(c)){ x = x * 10 + c - '0'; c = Getchar(); }
return x * f;
}
#define maxn 100010
#define maxm 200010
#define UL unsigned long long
#define LL long long
int n, m, head[maxn], nxt[maxm], to[maxm], val[maxn];
void AddEdge(int a, int b) {
to[++m] = b; nxt[m] = head[a]; head[a] = m;
swap(a, b);
to[++m] = b; nxt[m] = head[a]; head[a] = m;
return ;
}
int rt, fa[maxn], siz[maxn], son[maxn], top[maxn], pos[maxn], ToT;
UL sum[maxn];
void build(int u) {
siz[u] = 1; sum[u] = val[u];
for(int e = head[u]; e; e = nxt[e]) if(to[e] != fa[u]) {
fa[to[e]] = u;
build(to[e]);
siz[u] += siz[to[e]]; sum[u] += sum[to[e]];
if(!son[u] || siz[son[u]] < siz[to[e]]) son[u] = to[e];
}
return ;
}
void gett(int u, int tp) {
top[u] = tp; pos[u] = ++ToT;
if(son[u]) gett(son[u], tp);
for(int e = head[u]; e; e = nxt[e])
if(to[e] != fa[u] && to[e] != son[u]) gett(to[e], to[e]);
return ;
}
int Rt, ch[maxn][2];
bool Cur;
struct Node {
int x[2], mx[2], mn[2], siz; UL sum; LL val, add;
Node() {}
Node(int x, int y, LL val): val(val), add(0) {
this->x[0] = x; this->x[1] = y;
}
bool operator < (const Node& t) const { return x[Cur] != t.x[Cur] ? x[Cur] < t.x[Cur] : x[Cur^1] < t.x[Cur^1]; }
} ns[maxn];
void maintain(int o) {
for(int j = 0; j < 2; j++) ns[o].mx[j] = ns[o].mn[j] = ns[o].x[j];
ns[o].sum = ns[o].val; ns[o].siz = 1;
for(int i = 0; i < 2; i++) if(ch[o][i]) {
for(int j = 0; j < 2; j++)
ns[o].mx[j] = max(ns[o].mx[j], ns[ch[o][i]].mx[j]),
ns[o].mn[j] = min(ns[o].mn[j], ns[ch[o][i]].mn[j]);
ns[o].sum += ns[ch[o][i]].sum;
ns[o].siz += ns[ch[o][i]].siz;
}
ns[o].val += ns[o].add;
ns[o].sum += ns[o].add * ns[o].siz;
return ;
}
void build(int& o, int l, int r, bool cur) {
if(l > r) return ;
int mid = l + r >> 1; o = mid;
Cur = cur; nth_element(ns + l, ns + mid, ns + r + 1);
build(ch[o][0], l, mid - 1, cur ^ 1); build(ch[o][1], mid + 1, r, cur ^ 1);
return maintain(o);
}
void pushdown(int o) {
if(!ns[o].add) return ;
for(int i = 0; i < 2; i++) if(ch[o][i]) {
ns[ch[o][i]].add += ns[o].add;
ns[ch[o][i]].val += ns[o].add;
ns[ch[o][i]].sum += ns[o].add * ns[ch[o][i]].siz;
}
ns[o].add = 0;
return ;
}
void upd(int o, int l, int r, int add) {
pushdown(o);
if(l <= ns[o].mn[0] && ns[o].mx[0] <= r) {
ns[o].add += add;
ns[o].val += add;
ns[o].sum += (LL)add * ns[o].siz;
return ;
}
if(l <= ns[o].x[0] && ns[o].x[0] <= r) ns[o].val += add;
for(int i = 0; i < 2; i++)
if(ch[o][i] && l <= ns[ch[o][i]].mx[0] && ns[ch[o][i]].mn[0] <= r)
upd(ch[o][i], l, r, add);
return maintain(o);
}
UL que(int o, int l, int r) {
pushdown(o);
if(l <= ns[o].mn[1] && ns[o].mx[1] <= r) return ns[o].sum;
UL ans = (l <= ns[o].x[1] && ns[o].x[1] <= r) ? ns[o].val : 0;
for(int i = 0; i < 2; i++)
if(ch[o][i] && l <= ns[ch[o][i]].mx[1] && ns[ch[o][i]].mn[1] <= r)
ans += que(ch[o][i], l, r);
return ans;
}
void update(int u, int add) {
while(u) upd(Rt, pos[top[u]], pos[u], add), u = fa[top[u]];
return ;
}
#define maxol 2100000
char Output[maxol];
int num[21], cnt, cntol;
int main() {
// freopen("common10.in", "r", stdin);
// freopen("data.out", "w", stdout);
n = read(); int q = read();
for(int i = 1; i <= n; i++) val[i] = read();
for(int i = 1; i <= n; i++) {
int a = read(), b = read();
if(!a) rt = b;
else AddEdge(a, b);
}
build(rt);
gett(rt, rt);
for(int i = 1; i <= n; i++) ns[i] = Node(pos[i], i, sum[i]);
build(Rt, 1, n, 0);
while(q--) {
int tp = read();
if(tp == 1) {
int u = read(), v = read();
update(u, v - val[u]); val[u] = v;
}
else {
int l = read(), r = read();
UL tmp = que(Rt, l, r);
cnt = 0;
while(tmp) num[cnt++] = tmp % 10, tmp /= 10;
for(int i = cnt - 1; i >= 0; i--) Output[cntol++] = num[i] + '0';
Output[cntol++] = '
';
}
}
Output[--cntol] = ' ';
puts(Output);
return 0;
}
然而加了读入输出优化还是 T 飞。。。。。
解法二：
分块套分块。
我们先搞一个 dfs 序列，序列上存 val[i]（即节点 i 的权值）。然后我们对这个序列分块，并维护两个信息：dfS[i] 表示位置 i 所在块的前缀和，dfSb[i] 表示前 i 个块的总和（即块的前缀和）。这样我们就可以 O(1) 询问区间和，O(sqrt(n)) 点修改了（想一想，为什么）。
然后我们再对正常编号的序列分块，并维护两个信息：tot[i][j] 表示第 i 块中所有 sum 使得对应 dfs 序列上位置 j 被计算了几次，Sb[i] 表示第 i 块中 sum 的总和。那么借助 tot 我们可以 O(n · sqrt(n)) 预处理 Sb，还可以 O(sqrt(n)) 支持点修改（想一想，为什么）。查询 [l, r] 时，对于被整个覆盖的块 i 直接累加 Sb[i] 就好了，对于没有被整个覆盖的块我们暴力找到这些点对应的 dfs 序上的区间，然后 O(1) 询问区间和，累加，就好了。
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstdlib>
#include <cstring>
#include <cctype>
#include <algorithm>
#include <cmath>
using namespace std;
int read() {
int x = 0, f = 1; char c = getchar();
while(!isdigit(c)){ if(c == '-') f = -1; c = getchar(); }
while(isdigit(c)){ x = x * 10 + c - '0'; c = getchar(); }
return x * f;
}
#define maxn 100010
#define maxm 200010
#define maxb 320
#define UL unsigned long long
#define LL long long
int n, m, head[maxn], nxt[maxm], to[maxm];
void AddEdge(int a, int b) {
to[++m] = b; nxt[m] = head[a]; head[a] = m;
swap(a, b);
to[++m] = b; nxt[m] = head[a]; head[a] = m;
return ;
}
int rt, clo, dl[maxn], dr[maxn], id[maxn], val[maxn];
void build(int u, int fa) {
dl[u] = ++clo; id[clo] = u;
for(int e = head[u]; e; e = nxt[e]) if(to[e] != fa)
build(to[e], u);
dr[u] = clo;
return ;
}
UL dfS[maxn], dfSb[maxb], Sb[maxb];
int tot[maxb][maxn], bl[maxn], st[maxn], en[maxn];
UL que(int l, int r) {
return dfS[r] - (l > st[bl[l]] ? dfS[l-1] : 0) + dfSb[bl[r]-1] - dfSb[bl[l]-1];
}
int main() {
n = read(); int q = read();
for(int i = 1; i <= n; i++) val[i] = read();
for(int i = 1; i <= n; i++) {
int a = read(), b = read();
if(!a) rt = b;
else AddEdge(a, b);
}
build(rt, 0);
int m = (int)sqrt(n);
for(int i = 1; i <= n; i++) {
bl[i] = (i - 1) / m + 1; if(!st[bl[i]]) st[bl[i]] = i; en[bl[i]] = i;
dfS[i] = (bl[i-1] == bl[i] ? dfS[i-1] : 0) + (UL)val[id[i]];
if(bl[i] != bl[i-1]) dfSb[bl[i]] = dfSb[bl[i-1]];
dfSb[bl[i]] += val[id[i]];
}
// for(int i = 1; i <= bl[n]; i++) printf("[%d, %d]
", st[i], en[i]);
for(int i = 1; i <= bl[n]; i++) {
for(int j = st[i]; j <= en[i]; j++) tot[i][dl[j]]++, tot[i][dr[j]+1]--;
for(int j = 1; j <= n; j++)
tot[i][j] += tot[i][j-1], Sb[i] += (UL)tot[i][j] * val[id[j]];
}
while(q--) {
int tp = read();
if(tp == 1) {
int u = read(), v = read(), dv = v - val[u];
val[u] = v;
for(int i = dl[u]; i <= en[bl[dl[u]]]; i++) dfS[i] += dv;
for(int i = bl[dl[u]]; i <= bl[n]; i++) dfSb[i] += dv;
for(int i = 1; i <= bl[n]; i++) Sb[i] += (UL)tot[i][dl[u]] * dv;
}
else {
int l = read(), r = read();
UL ans = 0;
if(bl[l] == bl[r]) for(int i = l; i <= r; i++) ans += que(dl[i], dr[i]);
else {
for(int i = bl[l] + 1; i < bl[r]; i++) ans += Sb[i];
for(int i = l; i <= en[bl[l]]; i++) ans += que(dl[i], dr[i]);
for(int i = st[bl[r]]; i <= r; i++) ans += que(dl[i], dr[i]);
}
printf("%llu
", ans);
}
}
return 0;
}