dp 可并堆 uoj205【APIO2016】Fireworks
2021-02-09 09:18
阅读:699
http://uoj.ac/problem/205
这题好强啊
设状态\(f[id][t]\) 为一个点子树内所有的点在\(t\)时间完成的最小的代价
通过观察可以发现
\(f\)值形成了一个下凸包
在区间\([l, r]\)取最小值
考虑暴力转移
更新父节点答案
以及暴力合并上一段凸包
复杂度\(O((n + m) ^ 2)\)
列出转移方程之后
\(x\)的斜率分别为\(-1, 0, 1\)
发现本质上是对一段凸包向上平移
再新增两个拐点(凸包上的拐点)
发现这个凸包的形态只和拐点的数量有关
每经过一个拐点 斜率就\(+1\)
我们要维护\(k 的凸包
就是把所有斜率大于\(0\)的拐点删掉
\(f[rt]\)的凸包与\(y\)轴交点已知
为\(\sum\)边权
且位置为x的可以通过拐点的数量得出
因此我们维护拐点就可以了
那么如何合并呢?
用可并大根堆
每一次把\(k\)大于0的拐点筛掉
此时凸包最右侧的斜率就是他的孩子的个数
所以只需删去孩子个数个拐点
然后再加两个就可以了
复杂度\(O((n + m) log (n + m))\)
#include
#define int long long
#define fo(i, n) for(int i = 1; i
#define out(x) cerr \n"
#define type(x) __typeof((x).begin())
#define foreach(it, x) for(type(x) it = (x).begin(); it != (x).end(); ++ it)
using namespace std;
// by piano
templatetypename tp> inline void read(tp &x) {
x = 0;char c = getchar(); bool f = 0;
for(; c '0' || c > '9'; f |= (c == '-'), c = getchar());
for(; c >= '0' && c '9'; x = (x 3) + (x 1) + c - '0', c = getchar());
if(f) x = -x;
}
templatetypename tp> inline void arr(tp *a, int n) {
for(int i = 1; i " ";
puts("");
}
const int N = 6e5 + 233;
int n, m, fa[N], w[N], sz[N], ans = 0;
int key[N], fix[N], sa = 0, L[N], R[N], rt[N];
inline int nw(int val) {
++ sa; L[sa] = R[sa] = 0;
key[sa] = val;
fix[sa] = rand();
return sa;
}
inline int make(int x, int y) {
if(!x || !y) return x | y;
if(key[x] if(fix[x] else
L[x] = make(L[x], y);
return x;
}
inline void pop(int x) {
rt[x] = make(L[rt[x]], R[rt[x]]);
}
inline void dfs(int x) {
if(!x) return ;
cout " " "\n";
dfs(L[x]); dfs(R[x]);
}
main(void) {
srand(20021214);
read(n); read(m);
int all = n + m;
for(int i = 2; i for(int i = all; i >= 2; i --) {
int l = 0, r = 0;
if(sz[i]) {
while(-- sz[i]) pop(i);
r = key[rt[i]]; pop(i);
l = key[rt[i]]; pop(i);
}
l = nw(l + w[i]);
r = nw(r + w[i]);
rt[i] = make(rt[i], make(l, r));
rt[fa[i]] = make(rt[fa[i]], rt[i]);
}
while(sz[1] --) pop(1);
while(rt[1]) {
ans -= key[rt[1]];
pop(1);
}
cout "\n";
}
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文章链接:http://soscw.com/index.php/essay/53033.html
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