4817: [Sdoi2017]树点涂色
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Description
Bob有一棵n个点的有根树，其中1号点是根节点。Bob在每个点上涂了颜色，并且每个点上的颜色不同。定义一条路
径的权值是：这条路径上的点（包括起点和终点）共有多少种不同的颜色。Bob可能会进行这几种操作：
1 x:
把点x到根节点的路径上所有的点染上一种没有用过的新颜色。
2 x y:
求x到y的路径的权值。
3 x y:
在以x为根的子树中选择一个点，使得这个点到根节点的路径权值最大，求最大权值。
Bob一共会进行m次操作
Input
第一行两个数n,m。
接下来n-1行，每行两个数a,b，表示a与b之间有一条边。
接下来m行，表示操作，格式见题目描述
1<=n,m<=100000
Output
每当出现2,3操作，输出一行。
如果是2操作，输出一个数表示路径的权值
如果是3操作，输出一个数表示权值的最大值
Sample Input
Sample Output
题解：
其实这道题考的十分妙啊，对LCT的虚实边性质进行了充分的利用。
我们读完题发现操作2可以很快想到树剖，操作3可以维护dfs序在线段树上查询子树信息。
但是操作1并不是树剖能解决的；
再来看看操作1的特点 ：每次只会修改一种从未出现的颜色，并且一定是从当前点修改到根节点。
然后神奇的操作就来了 ：
一开始我们按原树建出lct，只是lct中全部都是虚边，一个点到根节点不同 颜色数量就是它往上到根节点经过虚边数量+1。
每次操作1相当于就是以把当前点accees上去，这样同样颜色的就以实边连在一起了。是不是很神奇。。
然后再来看看怎么统计答案，我们看看lct中什么时候会变虚实边关系，当然就是access了。
access时我们有一句话ch[x][1] = y ，直接把x原来的右儿子覆盖了，变成了新的右儿子，
那么y的虚实关系从虚转为了实，只用找到y中最浅的一个点，对它子树全部贡献-1即可。
然后原来的右儿子从实变为了虚，找到它最浅的一个点，对它子树全部贡献+1即可。
然后我们来看看操作2，是对一条路径进行查询，并不能用树剖做。
但是我们发现一个性质，因为每次修改的颜色都是新的颜色，并且是从当前点修改到根节点，设lca（u，v） ！= u && lca（u，v） ！= v
那么u和v一定颜色不同，我们只需要在线段树上单询ask（u） + ask（v） - 2 * ask（lca（u，v）） + 1 即可
但为什么要加那个1
如图，我们查询左下角颜色为1点和右下角的颜色为2的点；当lca颜色和它们不同时发现lca的颜色减多了，要加回来。
当lca和其中一个相同时，我们发现还是减多了，还是得加回来。
一条链的情况自己画图也是同理的。这样对于操作2就用线段树轻松维护了。
操作3？？？？不就是线段树dfs序查询子树吗。
这样我们就神奇的利用了LCT的性质把一道看似树剖的题做成了LCT神题。。
AC代码：
过了样例直接交，一遍交过的酸爽
# include <iostream>
# include <cstdio>
# include <cstring>
using namespace std;
const int N = 2e5 + ;
int st[N],ed[N],fa[N],ch[N][],s[N << ],la[N << ],n,m,head[N],dt;
struct Edge{
int to,nex;
}edge[N << ];
void AddEdge(int u,int v)
{
edge[++dt] = (Edge){v,head[u]};
head[u] = dt;
}
bool isroot(int x){return ch[fa[x]][] != x && ch[fa[x]][] != x;}
void rotate(int x,int d)
{
int pre = fa[x],g = fa[pre],nex = ch[x][d];
ch[pre][d ^ ] = nex;
if(nex)fa[nex] = pre;
fa[x] = g;
if(!isroot(pre))ch[g][ch[g][] == pre] = x;
ch[x][d] = pre;
fa[pre] = x;
}
void splay(int x)
{
int pre,g;
while(!isroot(x))
{
pre = fa[x],g = fa[pre];
if(!isroot(pre) && !((ch[pre][] == x) ^ (ch[g][] == pre)))rotate(pre,ch[pre][] == x);
rotate(x,ch[pre][] == x);
}
}
int find(int x){while(ch[x][])x = ch[x][];return x;}
void push(int x){s[x] = max(s[x << ],s[x << | ]);}
void down(int x)
{
s[x << ] += la[x];s[x << | ] += la[x];
la[x << | ] += la[x];la[x << ] += la[x];
la[x] = ;
}
void updata(int L,int R,int l,int r,int rt,int d)
{
if(L <= l && r <= R){s[rt] += d;la[rt] += d;return;}
down(rt);int mid = l + r >> ;
if(L <= mid)updata(L,R,l,mid,rt << ,d);
if(R > mid)updata(L,R,mid + ,r,rt << | ,d);
push(rt);
}
int Query(int L,int R,int l,int r,int rt)
{
if(L <= l && r <= R)return s[rt];
down(rt);int mid = l + r >> ;
if(L > mid)return Query(L,R,mid + ,r,rt << | );
if(R <= mid)return Query(L,R,l,mid,rt << );
return max(Query(L,R,l,mid,rt << ),Query(L,R,mid + ,r,rt << | ));
}
int ask(int x){return Query(st[x],st[x],,n,);}
void access(int x)
{
int y = ,t;
while(x)
{
splay(x);
if(t = find(ch[x][]))updata(st[t],ed[t],,n,,);
ch[x][] = y;if(t = find(y))updata(st[t],ed[t],,n,,-);
y = x;x = fa[x];
}
}
int hson[N],sz[N],tot,top[N],dep[N],Fa[N],id[N];
void dfs(int u)
{
sz[u] = ;
for(int i = head[u];i;i = edge[i].nex)
{
if(sz[edge[i].to])continue;
Fa[edge[i].to] = u;
dep[edge[i].to] = dep[u] + ;
dfs(edge[i].to);
sz[u] += sz[edge[i].to];
if(sz[hson[u]] < sz[edge[i].to])hson[u] = edge[i].to;
}
}
void dfs(int u,int tp)
{
top[u] = tp;st[u] = ++tot;id[tot] = u;
if(hson[u])dfs(hson[u],tp);
for(int i = head[u];i;i = edge[i].nex)
if(!st[edge[i].to])dfs(edge[i].to,edge[i].to);
ed[u] = tot;
}
int lca(int x,int y)
{
while(top[x] != top[y])
{
if(dep[top[x]] < dep[top[y]])swap(x,y);
x = Fa[top[x]];
}
return dep[x] < dep[y] ? x : y;
}
int Q1(int u,int v){return ask(u) + ask(v) - * ask(lca(u,v)) + ;}
int Q2(int u){return Query(st[u],ed[u],,n,);}
int main()
{
scanf("%d %d",&n,&m);int tp,x,y;
for(int i = ;i < n;i++)
{
scanf("%d %d",&x,&y);
AddEdge(x,y);AddEdge(y,x);
}
dfs();dfs(,);
for(int i = ;i <= n;i++)updata(st[i],ed[i],,n,,),fa[i] = Fa[i];
while(m--)
{
scanf("%d",&tp);
if(tp == )scanf("%d",&x),access(x);
if(tp == )scanf("%d %d",&x,&y),printf("%d\n",Q1(x,y));
if(tp == )scanf("%d",&x),printf("%d\n",Q2(x));
}
}