Codeforces-708C題解
一、題意
給定一顆樹,對於每一個節點,判斷能否在樹中刪除某一條邊,然後在任意兩個節點之間加一條邊,使這個點成為重心。
注:刪除樹中某一條邊後,標程並不會這麼無聊地把這棵樹變成兩個孤立的連通圖,而是再讓所有節點組合成一棵樹。如果在本來就連通的節點之間再連一條邊,形成一個圖,那必定會造成所有節點之間不能相互連通,那當前列舉的節點肯定不能成為重心。而如果再形成一個圖,當前列舉的節點還有可能成為重心,何樂而不為呢?
二、思路
這題我做了很多遍,換了很多種思路,也看了網上其他人很多題解,仍然沒看懂。後來,看了Codeforces上的官方思路以及和一位朋友討論了一番之後,終於明白這題的解法了。網上有很多方法,但仍然很難看懂,也許是現在閱讀程式碼的能力還不夠吧。所以,我在這裡儘自己最大的表達能力把自己的思路詳細地講解清楚,並附上程式碼。程式碼有些冗長,但是,我自認為,絕對是淺顯易懂的。
首先,以1號節點為樹根,找出給定樹的重心,假設為C;
找到重心C後,把C當作整棵樹的樹根。
然後,由於在第一步找重心的過程中,以每個節點為根的子樹的節點個數已經計算出來了,但是那是在以1為根的情況下計算出來的。而現在真正的樹根是重心C,所以,需要以重心C為樹根再次計算出每個節點的子樹的節點個數。我把他們放在了amts數組裡面。含義為:amounts。
由樹的重心的定義可知,重心C的所有子樹的節點個數都不超過n/2。而重心C的子節點下子、孫、曾孫等節點,以它們為根的子樹的節點個數更小於n/2。所以,當列舉每一個非重心節點v,判斷它能否通過上述操作使v變成重心時,amts[v]肯定是<=n/2的。也就是說,以v為根的子樹的節點個數肯定不超過n/2。所以,我們只需要判斷能否在v節點的上面找到一條邊,幹掉這條邊,再從兩個斷點中找一個點連一條邊到節點v上,使得v是重心。特別要注意這裡:為什麼時是連線到v上,而不是連線到v上面的其他節點,或者v的子或孫或曾孫等節點呢?關於這個問題,我也一直被困擾著。現在終於比較明白了。要注意,我們是列舉,每一節點都有機會被輪到,如果從斷點中連一條邊到別的地方,可能接下來某一次又有可能從斷點處連一條邊到這個節點v,這叫做打亂仗,徹底亂套了。這做題壓根沒法做下去了。再說一遍,我們是列舉,對於當前列舉的節點v,我們就只考慮和當前節點v有關係的操作,而不是列舉我的時候連你,列舉你的時候連他。
然後接下來就是刪邊的問題了。刪哪條邊呢?首先,剔除節點v以下的部分,因為它們加起來的數量也不超過n/2,刪除一條邊,再連一條到v,v子樹以外的樹根本沒動。然後把整棵樹畫標準,重心在最頂上,葉子節點在最下面。從最下層的邊開始找,假設最下層邊的層號為f。刪除f層的一條邊,還不如刪除f-1層的一條邊,因為刪除f-1層的一條邊可以把出v子樹以外的可能超過n/2個節點平分地更加均勻。如下圖所示。
當前列舉的節點是6時,我與其刪掉最下層的e(4, 8)或e(5,11)等,還如果刪掉e(2,4)或e(1,2),因為這樣可以使除節點6、12和13外的所有節點平分地更加均勻,所以,很顯然,刪掉重心C和它的子節點之間的邊是最合適的。因為被獨立出來的這一個聯通塊所包含的節點樹最多,更接近於n/2。
好,現在問題又來了。
1、當我列舉每一個節點的時候,都需要去查詢重心C的子節點中節點數最多的那棵樹,假設為T,這樣時間複雜度是O(n^2),顯然超時。但是,這很容易優化,因為T是不變的,只要找一次就行了。所以,只要記錄好這棵樹的節點編號就行。
2、如果當前列舉的節點在T中,這又怎麼搞呢?如果這樣,那就還需要再記錄重心C的子節點中節點數第二多的一棵樹的根節點編號,假設為T2。如果當前列舉的節點在子樹T中,那麼,就刪掉T2和重心C的連線,然後從子樹T2連一條邊到節點v來,即讓子樹T2成為v的孩子。否則,就刪掉T和重心C的連線,然後從子樹T連一條邊到節點v來,即讓子樹T成為v的孩子。然後再判斷n - 以節點v為根的子樹的節點數 - T子樹或T2子樹的節點數是否小於等於n/2。如果是,說明節點v可以通過上述操作成為重心,否則,不行。
3、如果有多個重心怎麼辦,選哪一個?這很好辦,任意選取一個即可。而選擇哪一個不用我們來做抉擇。
當然,如果只這樣,很快就會被樣例卡掉。比如這麼一棵樹。
顯然,重心是2或3。假設程式幫我們選取的是3。3的最大子樹的編號是2,第二大的是4(4和7是一樣的)。如果使用上面的演算法,當列舉到6的時候,由於6在最大子樹中,所以,就從第二大的子樹4中連一條邊過來,刪除3和4之間的邊。那麼,n - 以節點v為根的子樹的節點數 - T子樹或T2子樹的節點數 = 10 - 2 - 2 = 6 > 10 / 2 = 5,所以,判定6號節點不能通過以上操作成為重心。而實際上,應該把刪除3和2之間的連線,然後把3連到6上來,然後6可以成為重心。
所以,上述演算法還有不夠完善的地方:如果當前列舉的節點v在最大子樹T中,應該嘗試兩種刪邊的方法。①:刪除重心和第二大的子樹T2之間的連線,讓T2成為節點v的孩子;②:刪除重心和最大的子樹T之間的連線,此時,判斷v是否可以成為重心的算式變成:n - T子樹的節點數是否小於等於n/2。也就是說,我們需要嘗試讓重心成為節點v的孩子,看看是否能讓v成為重心。
思路大致如此,如果您不明白或者有疑問,可以聯絡我的QQ郵箱:[email protected]。我們可以一起討論。
三、程式碼
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MAXN = 400010;
typedef struct {
int to, next;
} Edge;
Edge tree[MAXN * 2];
int head[MAXN], cnt;
int n;
bool ans[MAXN];
/**重心節點編號*/
int centroid;
/**
amts[i]:以i為根節點的子樹的節點個數。
maxSubamt[i]:以i的子節點為根節點的子樹的最大節點個數。
*/
int amts[MAXN], maxSubamt[MAXN];
/**
重心的兩個子節點,這兩個子節點的amt是最大和次大的。
*/
struct Son {
set<int> subset;
int id;
int amt;
} maxSon[2];
void add(int from, int to) {
tree[cnt].to = to;
tree[cnt].next = head[from];
head[from] = cnt++;
}
void init() {
memset(head, -1, sizeof(head));
memset(ans, 0, sizeof(ans));
cnt = 0;
centroid = -1;
maxSon[0].amt = maxSon[1].amt = 0;
maxSon[0].subset.clear();
maxSon[1].subset.clear();
}
/**找出重心*/
void find_centroid(int root, int par) {
amts[root] = 1, maxSubamt[root] = 0;
for(int i = head[root], to = 0; i != -1; i = tree[i].next) {
to = tree[i].to;
if(to != par) {
find_centroid(to, root);
amts[root] += amts[to];
maxSubamt[root] = max(maxSubamt[root], amts[to]);
}
}
if(max(maxSubamt[root], n - amts[root]) <= n / 2)centroid = root;
}
/**重新計算對於每個節點以它為根節點的子樹的節點個數。因為樹根不再是1,而是重心centroid。*/
void recalculate_amts(int root, int par){
amts[root] = 1;
for(int i = head[root], to = 0; i != -1; i = tree[i].next) {
to = tree[i].to;
if(to != par) {
recalculate_amts(to, root);
amts[root] += amts[to];
}
}
}
/**找出重心的子節點中,節點數最多和次多的兩個子節點。*/
void find_max2sons(int root, int par) {
for(int i = head[root], to = 0; i != -1; i = tree[i].next) {
to = tree[i].to;
if(to != par) {
if(maxSon[0].amt < amts[to]) {
maxSon[1] = maxSon[0];
maxSon[0].amt = amts[to];
maxSon[0].id = to;
} else if(maxSon[1].amt < amts[to]) {
maxSon[1].amt = amts[to];
maxSon[1].id = to;
}
}
}
}
/**找到son[0]的所有子節點,包括它自己 。*/
void find_subset(int root, int par) {
maxSon[0].subset.insert(root);
for(int i = head[root], to = 0; i != -1; i = tree[i].next) {
to = tree[i].to;
if(to != par) {
find_subset(to, root);
}
}
}
/**
對於非重心的每個節點,都嘗試三種可能的情況。
*/
void dfs_ans(int root, int par) {
if(root == centroid)ans[root] = true;
else {
if(maxSon[0].subset.count(root)) {
if(n - amts[root] - maxSon[1].amt <= n / 2)ans[root] = true;
else if(n - maxSon[0].amt <= n / 2)ans[root] = true;
} else if(n - amts[root] - maxSon[0].amt <= n / 2)ans[root] = true;
}
for(int i = head[root], to = 0; i != -1; i = tree[i].next) {
to = tree[i].to;
if(to != par) {
dfs_ans(to, root);
}
}
}
int main() {
#ifndef ONLINE_JUDGE
freopen("Dinput.txt", "r", stdin);
//freopen("Doutput2.txt", "w", stdout);
#endif // ONLINE_JUDGE
int a, b;
while(~scanf("%d", &n)) {
init();
for(int i = 1; i < n; ++i) {
scanf("%d%d", &a, &b);
add(a, b);
add(b, a);
}
find_centroid(1, -1);
recalculate_amts(centroid, -1);
find_max2sons(centroid, -1);
if(centroid != -1) {
find_subset(maxSon[0].id, centroid);
dfs_ans(centroid, -1);
}
for(int i = 1; i <= n; ++i)printf("%d%c", ans[i] ? 1 : 0, i < n ? ' ' : '\n');
}
return 0;
}
四、總結
1、在樹形DP中,思路不能混亂,一定搞清楚層次關係。對於某個操作,如果它需要對每個節點都操作一次,那麼,在編寫程式碼的時候,就無需考慮該操作和其他節點的關係。否則,邏輯關係、思路將會變得一團糟。以至於讓一個簡單的程式變得非常複雜。
2、由於樹本身的特點,當我們需要選取某個節點v的兩個子節點時(比如選兩個節點數最多的子節點),壓根不用考慮是否會重複的問題。因為程式在一次搜尋中不會遍歷一個節點兩次,所以,不會出現同一個節點被統計兩次的情況。所以,如果是選兩個節點數最多的子節點,最大的那個不斷更新,發現比已記錄的最大的值更大的值時,把原來記錄的給第二大的值。否則,通過max更新第二大的值。
附:樹的測試資料生成器程式碼
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int t;
int n, m;
int a, b, c, d;
int random1(int mod) {
if(mod == 0)return 1;
return (rand() + 1) % mod + 1;
}
int main() {
freopen("input.txt", "w", stdout);
srand(time(NULL));
t = 10;
printf("%d\n", t);
for(int i = 0; i < t; ++i) {
n = random1(20);
printf("%d\n", n);
for(int k = 2; k <= n; ++k)printf("%d %d\n", random1(k - 1), k);
printf("\n");
}
}
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