题意
给你一颗 (n) 个点的树，每个点的度数不超过 (20) ，有 (q) 次修改点权的操作。
需要动态维护带权重心，也就是找到一个点 (v) 使得 (displaystyle sum_{v} w_v imes mathrm{dist}(u, v)) 最小。
数据范围
(n le 10^5, q le 10^5, forall v, w_v ge 0)
题解
( ext{Update on 2019.3.29:}) 似乎可以二叉化就可以不用保证度数了。。
首先了解一个重心的重要性质：
对于一条边 (x o y) 如果 (x) 侧子树和 (>) (y) 侧子树和，那么重心一定在 (x) 侧。
值得一提的是这个结论对于 (mathrm{dist}^k(x, i)) 都是成立的，一般情况下都需要快速求出树的带权重心。
利用这个结论可以快速求出 带权重心 。
暴力求的话，在随机数据下表现非常优秀，但是我们明显可以用一些数据结构来优化这个过程，此时不难想到 点分树 。
因为对于上面那个找 带权重心 的过程，我们可以考虑分治解决。
- 首先先到整棵树的重心，当做分治操作的起点。
- 每次考虑枚举它所有点分树上的儿子，然后向着 (sumchild_y * 2 > Sum) 的方向去走，也就是向着子树权值和大于总权值一半的方向。
- 然后我们接下来就可以到这个子树所对应的分治中心，继续进行分治操作。
- 直到这个点在点分树上不存在一个儿子满足 (sumchild_y * 2 > Sum) 的要求，此时这个点就是重心。
这样我们最多重复 (log n) 次操作就停下来，接下来我们就是需要动态求一个子树的 (sum_y) 。
这个显然可以用树剖线段树等数据结构进行维护，但我们有了点分树显然这样是多余的。
我们考虑对于每个点分树上每个点，维护它子树所有点的 (w_i) 的和，记为 (displaystyle sum_i = sum_{v in child(i)} w_v) 。
我们每次从 (x o y) 向下分治的时候，令 (v) 为 (x o y) 在 原树 路径上除 (x) 外第一个点。
我们考虑把 (v o y) 在点分树路径上的所有 (sum) 加上 (sum_x - sum_y) 也就是 (x) 部分的点权。
至于这样为什么是对的。简单说明下，这样就会对接下来所有需要算上 (x) 部分贡献的分治重心进行贡献。这样我们就保证了所有要算上的点都是算上的正确的答案。
注意做完后需要减回来。
然后我们找到了重心，考虑计算答案。
有两种方法。
-
第一种是类似于 「HNOI2015」开店 其中一个做法，利用满足差分的性质。
也就是 (displaystyle sum _{i=1}^{n} w_i mathrm{dist}(x, i) = sum_{i=1}^{n} w_i(d_i + d_x) - 2 sum_{i=1}^{n} w_i d_{lca(i, x)}) 的特性。（此处 (d_i) 为 (i) 的深度）
对于每个点将其到根路径链上的点加上 (w_i) ，然后询问 (x) 到根的路径点权和 (res)。
用 (displaystyle sum_{i=1}^{n} w_id_i + (sum_{i=1}^{n}w_i)d_x) 减去 (2res) 就行了。然后用树剖后，利用线段树就可以动态维护了。
-
但显然此处，我们还是有着点分树这个强大的树上结构，可以考虑换一种方式来维护。
我们在之前维护 (sum_u) 的基础上，多维护两个东西。
- (tot_u) ：点分树上 (u) 的子树里所有点的到 (u) 的带权距离和 (displaystyle sum_{v in child(u)} w_v imes mathrm{dist}(v, u))。
- (totfa_u) ：点分树上(u) 的子树里所有点的到 (u) 在点分树上的父亲 (fa) 的带权距离和 (displaystyle sum_{v in child(u)} w_v imes mathrm{dist}(v, fa))。
然后询问 (pos) 节点的时候。我们考虑每次在点分树向上跳，并计算贡献。
假设当前从 (v o u) ，把 (ans) 加上 ((sum_{u} - sum_{v}) imes mathrm{dist}(pos,u)) ，这个意思就是把 (v) 外面所有的点加上这条边权的答案。
但是这样显然算少了，因为 (v) 外面所有点到 (u) 的距离没有算上，所以还要加上 (tot_u - totfa_v) 这部分贡献就行了。
注意 (ans) 一开始的时候初值是 (tot_{pos}) 。
然后为了代码没有那么毒瘤，对于此处的树上距离，我们可以预处理出每个点到它点分树上的祖先的距离，因为我们只需要用上这些点对的距离。
总结
对于一些动态有关树上距离的问题，我们可以考虑点分树之类的强大数据结构。
然后带权重心都可以满足之前那个性质，可以用点分树上去找。
代码
强烈建议看看我的代码！！ 写的真的优秀！！
#include <bits/stdc++.h>
#define For(i, l, r) for(register int i = (l), i##end = (int)(r); i <= i##end; ++i)
#define Fordown(i, r, l) for(register int i = (r), i##end = (int)(l); i >= i##end; --i)
#define Set(a, v) memset(a, v, sizeof(a))
#define Cpy(a, b) memcpy(a, b, sizeof(a))
#define debug(x) cout << #x << ": " << x << endl
#define DEBUG(...) fprintf(stderr, __VA_ARGS__)
using namespace std;
inline bool chkmin(int &a, int b) {return b < a ? a = b, 1 : 0;}
inline bool chkmax(int &a, int b) {return b > a ? a = b, 1 : 0;}
inline int read() {
int x = 0, fh = 1; char ch = getchar();
for (; !isdigit(ch); ch = getchar()) if (ch == '-') fh = -1;
for (; isdigit(ch); ch = getchar()) x = (x << 1) + (x << 3) + (ch ^ 48);
return x * fh;
}
void File() {
#ifdef zjp_shadow
freopen ("2135.in", "r", stdin);
freopen ("2135.out", "w", stdout);
#endif
}
const int N = 1e5 + 1e3, M = N << 1;
typedef long long ll;
int Head[N], Next[M], to[M], val[M], e;
inline void add_edge(int u, int v, int w) {
to[++ e] = v; Next[e] = Head[u]; Head[u] = e; val[e] = w;
}
inline void Add(int u, int v, int w) {
add_edge(u, v, w); add_edge(v, u, w);
}
#define Travel(i, u, v) for(register int i = Head[u], v = to[i]; i; v = to[i = Next[i]])
bitset<N> vis;
int sz[N], maxsz[N], rt, nodesum;
void Get_Root(int u, int fa = 0) {
sz[u] = maxsz[u] = 1;
Travel(i, u, v) if (v != fa && !vis[v])
Get_Root(v, u), sz[u] += sz[v], chkmax(maxsz[u], sz[v]);
chkmax(maxsz[u], nodesum - sz[u]);
if (maxsz[u] < maxsz[rt]) rt = u;
}
ll dis[N][20]; int from[N], cur[N];
void Get_Dis(int u, ll dep, int fa, int anc) {
if (fa) from[u] = anc, dis[u][cur[u] ++] = dep;
Travel(i, u, v) if (!vis[v] && v != fa) Get_Dis(v, dep + val[i], u, anc);
}
typedef pair<int, ll> PII;
#define fir first
#define sec second
#define mp make_pair
vector<PII> Sub[N];
void Dfs_Div(int u = 1) {
vis[u] = true; Get_Dis(u, 0, 0, u);
Travel(i, u, v) if (!vis[v])
rt = 0, nodesum = sz[v], Get_Root(v),
Sub[u].push_back(mp(rt, v)), from[rt] = u, Dfs_Div(rt);
}
ll sum[N], tot[N], tot_fa[N];
inline void Update(int pos, int uv) {
tot_fa[pos] += dis[pos][0] * uv;
for (register int u = pos, dep = 0; u; u = from[u], ++ dep) {
sum[u] += uv;
tot[from[u]] += dis[pos][dep] * uv;
tot_fa[from[u]] += dis[pos][dep + 1] * uv;
}
}
PII cache[N]; int len = 0;
ll Sum;
int Find_Root(int u) {
for (PII it : Sub[u]) {
register int v = it.fir;
if (sum[v] * 2 > Sum) {
register int pos; ll sumu;
for(pos = it.sec, sumu = Sum - sum[v]; pos != from[u]; pos = from[pos])
sum[pos] += sumu, cache[++ len] = mp(pos, sumu);
return Find_Root(v);
}
}
return u;
}
int bas;
inline ll Query() {
register int pos = Find_Root(bas);
For (i, 1, len) sum[cache[i].fir] -= cache[i].sec; len = 0;
ll res = tot[pos];
for (register int u = from[pos], Last = pos, dep = 0; u; u = from[Last = u], ++ dep)
res += tot[u] - tot_fa[Last] + (sum[u] - sum[Last]) * dis[pos][dep];
return res;
}
signed main () {
File();
int n = read(), q = read();
For (i, 1, n - 1) {
int u = read(), v = read(), w = read(); Add(u, v, w);
}
maxsz[rt = 0] = nodesum = n; Get_Root(1); Dfs_Div(bas = rt);
For (i, 1, n) if(cur[i]) reverse(dis[i], dis[i] + cur[i]);
while (q --) {
int pos = read(), uv = read();
Sum += uv; Update(pos, uv);
printf ("%lld
", Query());
}
return 0;
}