bzoj3672[Noi2014]购票 斜率优化+CDQ分治+树的点分治

Posted 2020-10-07 GXZlegend

题目描述

 给出一棵以1为根的带边权有根树，对于每个根节点以外的点$v$，如果它与其某个祖先$a$的距离$d$不超过$l_v$，则可以花费$p_vd+q_v$的代价从$v$到$a$。问从每个点到1花费的最小代价（中途可以经停其它点）

输入

第 1 行包含2个非负整数 n,t，分别表示城市的个数和数据类型（其意义将在后面提到）。输入文件的第 2 到 n 行，每行描述一个除SZ之外的城市。其中第 v 行包含 5 个非负整数 $f_v,s_v,p_v,q_v,l_v$，分别表示城市 v 的父亲城市，它到父亲城市道路的长度，票价的两个参数和距离限制。请注意：输入不包含编号为 1 的SZ市，第 2 行到第 n 行分别描述的是城市 2 到城市 n。

输出

输出包含 n-1 行，每行包含一个整数。其中第 v 行表示从城市 v+1 出发，到达SZ市最少的购票费用。同样请注意：输出不包含编号为 1 的SZ市。

样例输入

7 3
1 2 20 0 3
1 5 10 100 5
2 4 10 10 10
2 9 1 100 10
3 5 20 100 10
4 4 20 0 10

样例输出

40
150
70
149
300
150

---

题解

斜率优化+CDQ分治+树的点分治

设$f[x]$表示$x$到根的最小代价，那么有dp方程：$f[i]=min\{f[j]+(deep[i]-deep[j])·p[i]+q[i]\}$，其中$j$是$i$的祖先且$deep[i]-deep[j]\le l[i]$。

考虑将这个dp方程变形，得：$f[j]=p[i]·deep[j]+f[i]-p[i]·deep[i]-q[i]$。

这很明显是y=kx+b的形式，因此可以使用斜率优化来解决。其中$f$是y，$p$是k，$deep$是x，$f-p·deep-q$是b。

然而dp在树上进行。。。

由于问题在树上，因此不能直接维护凸包（貌似网上有种“可持久化凸包”的写法，然而不会写。。。 以及一种树剖套凸包的写法，然而是3个log的。。。）

考虑CDQ分治，一条深度递减的链，影响的范围是链底的子树中的所有点（不包括链底端点）。因此可以先选定某个点作为分治中心，先处理其上边的子树，即包含树根部分的子树（如果存在）（CDQ分治处理左区间），处理出其到当前树根的链的凸包。然后对于所有底端子树的点，在凸包中查找（CDQ分治处理左边对右边的影响）。由于斜率不是单调的，因此需要二分查找。最后递归处理其它子树（CDQ分治处理右区间）

这个点的选择依据：每个子树的大小不超过树的1/2，显然选择重心（其实这个过程是树的点分治）。

具体的一些细节：

由于更新的点是不包括重心的，所以如果重心不为根节点，则需要先使用重心以上到根节点的链取更新重心，然后再更新其它节点。

对于题目中的$l_v$的限制，可以先将所有底端的点（右区间）按照$deep-l$，即最小能够接受的深度从大到小排序，然后从下往上加入链的节点时，看有多少点对应的凸包恰好为当前凸包（即下一个点不满足条件）。这些点在当前的凸包中二分更新，然后再维护凸包。

由于链上点的$deep$是自带有序的，因此可以直接使用单调栈维护凸包。

最后再递归处理其它子树即可。

时间复杂度为$O(n\log^2n)$。

代码的solve中$x$代表当前树的根，而$rt$代表当前树的重心，不要弄混。

#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#define N 200010
using namespace std;
typedef long long ll;
int head[N] , to[N << 1] , next[N << 1] , cnt , fa[N] , p[N];
int si[N] , ms[N] , sum , root , vis[N] , A[N] , ta , B[N] , tb , sta[N] , tot;
ll deep[N] , q[N] , l[N] , f[N];
inline void add(int x , int y)
{
	to[++cnt] = y , next[cnt] = head[x] , head[x] = cnt;
}
bool cmp(const int &a , const int &b)
{
	return deep[a] - l[a] > deep[b] - l[b];
}
void getroot(int x , int pre)
{
	int i;
	si[x] = 1 , ms[x] = 0;
	for(i = head[x] ; i ; i = next[i])
		if(!vis[to[i]] && to[i] != pre)
			getroot(to[i] , x) , si[x] += si[to[i]] , ms[x] = max(ms[x] , si[to[i]]);
	ms[x] = max(ms[x] , sum - si[x]);
	if(ms[x] < ms[root]) root = x;
}
void fill(int x , int pre)
{
	int i;
	B[++tb] = x;
	for(i = head[x] ; i ; i = next[i])
		if(!vis[to[i]] && to[i] != pre)
			fill(to[i] , x);
}
inline double slop(int a , int b)
{
	return (double)(f[a] - f[b]) / (deep[a] - deep[b]);
}
inline void update(int x)
{
	if(!tot) return;
	int l = 1 , r = tot - 1 , mid , ret = tot;
	while(l <= r)
	{
		mid = (l + r) >> 1;
		if(slop(sta[mid] , sta[mid + 1]) < p[x]) ret = mid , r = mid - 1;
		else l = mid + 1;
	}
	f[x] = min(f[x] , f[sta[ret]] - deep[sta[ret]] * p[x] + q[x]);
}
void solve(int x)
{
	int i , j , rt;
	sum = si[x] , root = 0 , getroot(x , 0) , vis[rt = root] = 1;
	if(x != rt) si[x] -= si[rt] , solve(x);
	tot = ta = tb = 0;
	A[++ta] = rt;
	for(i = rt ; i != x ; i = fa[i])
	{
		if(deep[rt] - l[rt] <= deep[fa[i]]) f[rt] = min(f[rt] , f[fa[i]] - deep[fa[i]] * p[rt] + q[rt]);
		A[++ta] = fa[i];
	}
	for(i = head[rt] ; i ; i = next[i])
		if(!vis[to[i]])
			fill(to[i] , 0);
	sort(B + 1 , B + tb + 1 , cmp);
	for(i = j = 1 ; i <= ta ; i ++ )
	{
		while(j <= tb && deep[A[i]] < deep[B[j]] - l[B[j]]) update(B[j ++ ]);
		while(tot > 1 && slop(sta[tot - 1] , sta[tot]) <= slop(sta[tot] , A[i])) tot -- ;
		sta[++tot] = A[i];
	}
	while(j <= tb) update(B[j ++ ]);
	for(i = head[rt] ; i ; i = next[i])
		if(!vis[to[i]])
			solve(to[i]);
}
int main()
{
	int n , i;
	scanf("%d%*d" , &n);
	for(i = 2 ; i <= n ; i ++ )
	{
		scanf("%d%lld%d%lld%lld" , &fa[i] , &deep[i] , &p[i] , &q[i] , &l[i]);
		deep[i] += deep[fa[i]] , q[i] += deep[i] * p[i];
		add(fa[i] , i) , add(i , fa[i]);
	}
	memset(f , 0x3f , sizeof(f)) , f[1] = 0;
	ms[0] = 1 << 30 , si[1] = n , solve(1);
	for(i = 2 ; i <= n ; i ++ ) printf("%lld\n" , f[i]);
	return 0;
}