邊分治+邊分樹合併
這個題很多做法都是啟發式合併的複雜度的,都有點卡
以前有個套路叫做線段樹合併優化啟發式合併,消掉乙個 \(log\)
這個題思路類似,建出邊分樹,通過一些操作把它變成線段樹,就可以線段樹合併了
首先邊分樹的相關定理：
如果一棵包含 \(n\) 個結點的樹中每個點的度均不大於 \(d\)，那麼存在一條邊，使得分出的兩棵子樹的結點個數在 \([n/(d+1),n*d/(d+1)]\)
那麼邊分樹的深度和度數是相關的,我們只需要通過加虛點把這棵樹變成二叉樹就好了
回到這個題:
列舉第二棵樹的 \(lca\) , 然後剩下的就是在第二棵樹中選出在第一棵樹中 \(dep[x]+dep[y]-dep[lca(x,y)]\) 的最大值
我們發現這個要求的東西就是 \(x,y\) 到根的路徑的交,所以可以不考慮第一棵樹的 \(lca\) 了
其中 \(x,y\) 都來自這個 \(lca\) 的不同子樹內
每次插入乙個點就像線段樹那樣更新就行了,不同的是你不能準確定位到這個葉子節點,你需要在 \(build\) 的時候順便存一下對應關係
列舉第二棵樹的 \(lca\) 再合併子樹的邊分樹,順便更新一下答案就行了
#include#define vc vector::iterator
#define pb push_back
using namespace std;
typedef long long ll;
const int n=750000,m=8510000,t=n*2;
int n,v,sz[n],sum,son[n]=,val[t],ls[t],rs[t],dep[n],fa[t],tt=0;
ll f[n][20],dis[n],fl[m],fr[m],ans=0,d;int lm[m],rm[m],rt[n/2],id[m];
struct edge
edge(int _x,int _v)
}q[n];
vectorg1[n],g2[n/2];
inline void add(int x,int y,int z,vector*g)
inline void build(int x,int last)
int l=1,r=0;edge u,v;
for(vc it=g1[x].begin();it!=g1[x].end();++it)if(it->x!=last)q[++r]=*it;
while(l+2<=r)
vector().swap(g1[x]);
while(l<=r)add(x,q[l].x,q[l].v,g1),l++;
}inline void getdis(int x,int last,int d)
}inline void getedge(int x,int last,int &ex,int &ey)
for(vc it=g1[ey].begin();it!=g1[ey].end();++it)
if(it->x==ex)
fa[ls[o]=solve(ex,s-sz[ey],d+1)]=o;
fa[rs[o]=solve(ey,sz[ey],d+1)]=o;
return o;
}inline int ins(int x)
return tt;
}inline int merge(int x,int y)
inline void dfs(int x,int last,ll d)
}int main()
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