題意：
有一棵棵提公尺樹，滿足這樣的性質:
每個點上長了一定數量的temmie 薄片，薄片數量記為這個點的權值，這些點被標記為 1 到 n 的整數，其
中 1 號點是樹的根，沒有孩子的點是樹上的葉子。
定義\((a,b)\)是一對相鄰的葉子，當且僅當沒有其它的葉子節點在 dfs 序上在a,b 之間。
每對相鄰的葉子都會產生乙個代價，代價為 a 到 b 路徑上(不包含 a,b)的點中，最大點權值。
提公尺樹可以提供決心，一棵提公尺樹能提供的決心的數量是樹上所有葉子上長的 temmie 薄片數量和，減去所有相鄰葉子的代價。
temmie 們決定對這棵樹進行若干次剪枝(可以不剪枝)，使得這棵樹能提供的決心最多。
一次剪枝定義為:如果乙個點的孩子都是葉子,就可以把它所有的孩子剪掉。
要求\(o(n)\)做法。
首先，考慮\(o(n^2)\)的60分暴力：
我們可以反過來：由根開始，每個節點考慮是否擴充套件出所有葉子。
若不擴充套件，則它的子樹都是空的，它成為葉子。
我們可以在dfs序上dp：設\(dp(i,j)\)表示考慮到i，上乙個葉子點為j的最大決心。
有兩種轉移：
1、若i不是葉子，可以擴充套件，轉移到\(dp(i+1,j)\)。
2、可以不擴充套件，轉移到\(dp(i+si_i,i)+w_i-max(i,j)\)。
**如下：
for(int i=tm-1;i>=0;i--)
}printf("%d",dp[0][0]);
設\(dp(i)\)表示i成為葉子後的最大決心。
列舉下乙個使用2轉移的位置，**如下：
for(int i=tm;i>=0;i--)
dp[i]+=sz[u];
}printf("%d",dp[0]);
我們發現，對於\(i\)，\(i+si_i\)就是i的祖先節點中第乙個有更右子節點的點。
而由於注釋處的break，使得轉移就是在\(i+si[u]\)處，一直向左走形成的鏈。
那麼：
綠點對橙點有貢獻。
那麼，我們列舉紅點lca，再列舉相鄰的兩個兒子，計算貢獻。
先算出鏈上每個節點到lca的最大值。設為\(h\)，那麼，就是\(dp(u)=max(dp(v)-max(h(u),h(v)))+w(u)\)。
由於h具有單調性，因此分\(h(u)>h(v)\)和\(h(u)<=h(v)\)進行討論，提前算出鏈上\(dp\)，以及\(dp-h\)的最大值。
這兩種情況符合的v一定是字首/字尾，雙指標掃一下即可定位。
**細節非常多。
#include #include #define inf 999999999
using namespace std;
vectorve[100010];
int sz[100010],cl[100010],cr[100010],dp[100010],zd[100010],fa[100010],ma[100010],md[100010];
int max(int a,int b)
void dfs0(int u,int f)
t=ve[u][i+1];
while(t!=0)
t=la;while(t!=u)
t=ve[u][i+1];
while(t!=0)
ma[u]=md[u]=-inf;
int x=ve[u][i],y=ve[u][i+1];
while(x!=0)
t=md[(y==0?la:fa[y])]-zd[fa[x]]+sz[x];
if(t>dp[x])dp[x]=t;x=cr[x];
} }if(ve[u].size())dfs1(cl[u]);
}int main()
dp[i]=-inf;
} int u=1;
while(u!=0)
dfs0(1,0);dfs1(1);
int ma=-inf;u=1;
while(u!=0)
printf("%d",ma);
return 0;
}
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