人类智慧题!!!
假如没有地铁,这题就是一个非常典型的计算贡献的题。我们对每一条边看他左右子树中通过的客流量多少,对于一个边权为 \(w\) 的边,他的贡献显然为 \(w \times S_1 \times S_2\) ,其中 \(S_1,S_2\) 为当前边把树分成左右两部分的子树大小
现在有了地铁,使答案减少了 \(D\)
假设一个人从 \(A\) 走到 \(B\) ,路经 \(A,p_1,p_2,...,p_t,B\) 共 \(t+2\) 个点,则对 \(D\) 产生的贡献是:
这个式子中的 \(t\) 看起来非常碍眼,因为我们想要考虑每个边对答案产生的贡献,但 \(t\) 显然与每条边无关,而是和这个人有没有经过铁路有关,这是我们不想要的,因此我们可以魔改一下式子:
这样看起来就好多了,因为 \(w - w' - t\) 就可以看成是路径上边的贡献,而 \(t\) 就可以看成是路径上度数为 \(2\) 的点的贡献(即把所有点的点权都看成 \(t\))
因此我们考虑每个边和每个点贡献的次数
对于一条边,计算同上,对 \(D\) 的贡献为 \((w - w' - t) \times S_1 \times S_2\)
对于一个点,他把树分成了三个部分,如图,他的贡献为 \(t \times S_1 \times S_3\)
因此我们考虑树形 \(dp\)
设 \(dp_i\) 表示以 \(i\) 为根的子树中,链的一端为 \(i\) 的父亲,另一端在 \(i\) 的子树中的最大贡献
我们发现转移分两种情况:
-
链的另一端就是 \(i\) 点
此时 \(dp_i \leftarrow (w_{(i,fa_i)} - w'_{(i,fa_i)}-t) \times siz_i \times (N - siz_i)\) -
链的另一端在 \(j\) 点的子树内,其中 \(j\) 是 \(i\) 的直接儿子
此时 \(dp_i \leftarrow (w_{(i,fa_i)} - w'_{(i,fa_i)} - t) \times siz_i \times (N - siz_i) + t \times siz_j \times (N - siz_i) + dp_j\)
在求完 \(dp\) 值后还没完,因为我们还没有找到答案,我们要考虑怎么更新答案。不妨设最终答案为 \(D\)
我们设地铁两个端点的 \(LCA\) 为 \(r\) ,则有两种可能:
-
如果 \(r\) 是端点,则 \(D \leftarrow dp_r\)
-
如果 \(r\) 不是端点,则 \(D \leftarrow dp_s + dp_t + t \times siz_s \times siz_t\)
注意,这里读入的 \(t\) 和铁路的端点 \(t\) 并不是一个 \(t\) !
对于第一种情况是很好考虑的,直接对于每个点更新一边 \(D\) 即可
但对于第二种情况,我们直接枚举 \(s,t\) 显然会超时,怎么办呢
我们再次考虑魔改一下式子:
这长的想什么?像斜率优化!
\(y : dp_t\)
\(x : -t \times siz_t\)
\(k : siz_s\)
\(b : D - dp_s\)
我们可以把他们按照 \(siz\) 排个序,然后用单调队列维护凸包
最终复杂度 \(O(n \log n)\) ,瓶颈在于排序