1 条题解
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1XzyStudio (admin) LV 8 MOD RP++ 机房蒟蒻 tayz @ 2024-08-08 11:16:54
换根 DP
树形 DP 中的换根 DP 问题又被称为二次扫描,通常不会指定根结点,并且根结点的变化会对一些值,例如子结点深度和、点权和等产生影响。
通常需要两次 DFS,第一次 DFS 预处理诸如深度,点权和之类的信息,在第二次 DFS 开始运行换根动态规划。
不妨令 \(u\) 为当前结点,\(v\) 为当前结点的子结点。首先需要用 \(s_i\) 来表示以 \(i\) 为根的子树中的结点个数,并且有 \(s_u=1+\sum s_v\)。显然需要一次 DFS 来计算所有的 \(s_i\),这次的 DFS 就是预处理,我们得到了以某个结点为根时其子树中的结点总数。
考虑状态转移,这里就是体现"换根"的地方了。令 \(f_u\) 为以 \(u\) 为根时,所有结点的深度之和。
\(f_v\leftarrow f_u\) 可以体现换根,即以 \(u\) 为根转移到以 \(v\) 为根。显然在换根的转移过程中,以 \(v\) 为根或以 \(u\) 为根会导致其子树中的结点的深度产生改变。具体表现为:
所有在 \(v\) 的子树上的结点深度都减少了一,那么总深度和就减少了 \(s_v\);
所有不在 \(v\) 的子树上的结点深度都增加了一,那么总深度和就增加了 \(n-s_v\) (为什么是 \(n-s_v\) 而不是 \(s_u\) ?见下图);
根据这两个条件就可以推出状态转移方程 \(f_v = f_u - s_v + n - s_v=f_u + n - 2 \times s_v\)。
于是在第二次 DFS 遍历整棵树并状态转移 \(f_v=f_u + n - 2 \times s_v\),那么就能求出以每个结点为根时的深度和了。最后只需要遍历一次所有根结点深度和就可以求出答案。
一图理解状态转移方程
参考代码:
#include <bits/stdc++.h> using namespace std; int head[1000010 << 1], tot; long long n, sz[1000010], dep[1000010]; long long f[1000010]; struct node { int to, next; } e[1000010 << 1]; void add(int u, int v) { // 建图 e[++tot] = {v, head[u]}; head[u] = tot; } void dfs(int u, int fa) { // 预处理dfs sz[u] = 1; dep[u] = dep[fa] + 1; for (int i = head[u]; i; i = e[i].next) { int v = e[i].to; if (v != fa) { dfs(v, u); sz[u] += sz[v]; } } } void get_ans(int u, int fa) { // 第二次dfs换根dp for (int i = head[u]; i; i = e[i].next) { int v = e[i].to; if (v != fa) { f[v] = f[u] - sz[v] * 2 + n; get_ans(v, u); } } } int main() { scanf("%lld", &n); int u, v; for (int i = 1; i <= n - 1; i++) { scanf("%d%d", &u, &v); add(u, v); add(v, u); } dfs(1, 1); for (int i = 1; i <= n; i++) f[1] += dep[i]; get_ans(1, 1); long long int ans = -1; int id; for (int i = 1; i <= n; i++) { // 统计答案 if (f[i] > ans) { ans = f[i]; id = i; } } printf("%d\n", id); return 0; }
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