【学习笔记】动态树 Link-Cut Tree

标签：splay Cut 剖分 int text Tree Splay Link 节点

- 闲话

LCT 优秀博客：

\(\color{black}{\textsf{F}}\color{red}{\textsf{lashHu}}\) 大佬的 cnblogs：https://www.cnblogs.com/flashhu/p/8324551.html

- 动态树 Link-Cut Tree

- 前置知识

「必学」Splay。
「重要」树链剖分 / 重链剖分（虽然并不需要用到，但是了解重链剖分的思想还是有用的）。
「必学」实链剖分。

实链剖分是一种动态的剖分方式。

对于一个点连向它儿子的所有边，我们选择一条边进行剖分。
被选择的边称为实边，其他边为虚边。
实边连接的儿子称为实儿子。
对于一条实边连接成的链，称为实链。

实链剖分的剖分结果是可变的，可以灵活调整。

和重链剖分的区别就是，重链剖分需要找到儿子子树大小最大的一个连重边，而实链剖分不需要。

- 何为 Link-Cut Tree

给定一棵树，有以下操作：

修改 \(x\) 的点权。
求出 \(x,y\) 的简单路径的点权和。
修改 \(x\) 子树每一点的点权。
求出 \(x\) 子树的点权和。

一个很简单的「树链剖分」题目，不是吗？

如果我们增加几个操作呢？

断开 \(x \to y\) 这一条边。
连上 \(x \to y\) 这一条边。
把这棵树改成以 \(x\) 为根。

很显然，因为这棵树要动态删边和加边，且有换根操作，维护静态树的树链剖分就无法处理这类题目了，「动态树 Link-Cut Tree，LCT」应运而生。

具体的，LCT 可以维护以下操作（引自 FlashHu cnblogs）：

查询、修改链上的信息（最值，总和等）
随意指定原树的根（即换根）
动态连边、删边
合并两棵树、分离一棵树
动态维护连通性
更多意想不到的操作

因为 LCT 是动态的数据结构，所以线段树等已不适合维护，引入「Splay」这种平衡树来维护之 \(^{\texttt{[1]}}\)。

LCT 实质上维护了一个森林，每棵树都由若干棵 Splay 维护。有如下性质：

每棵 Splay 都维护一条原树的路径，这条路径满足节点深度依次增大，且中序遍历 Splay 得到的每个点的深度序列严格递增。单独的一个点也可以是一棵 Splay。
- 举个例子，这棵树的构造为 1(2,3)，即 \(1\) 号节点为树根，深度为 \(1\)，\(2,3\) 号节点分别为它的左右儿子，深度为 \(2\)。那么这个 Splay 森林可以是这样的：
1. \(\texttt{[1,2][3]}\)，第一棵 Splay 维护 \(1 \to 2\) 这条路径，深度单调递增（\(1,2\)），第二棵维护 \(3\)，单独的一个点。
2. \(\texttt{[1,3][2]}\)，第一棵 Splay 维护 \(1 \to 3\) 这条路径，深度单调递增（\(1,2\)），第二棵维护 \(2\)，单独的一个点。
3. \(\texttt{[1][2][3]}\)，三个点都为一棵独立的 Splay。
注意 \(\texttt{[1,2,3]}\) 这棵 Splay 是不合法的，因为 \(2,3\) 的深度相等。
每个节点被包含且仅被包含在一棵Splay 内。
由以上两条性质我们可以得出，每个节点只能和它的儿子连一条实边，其余的儿子都和他连虚边，并且每一条虚边的儿子所在的 Splay 要指向这个节点。但是这个节点并不能指向其儿子的 Splay（即 FlashHu 博客中的认父不认子）。

- 具体操作

- \(\text{access}(x)\)

LCT 最核心的操作。
打通根节点和指定节点的路径，即把根节点和 \(x\) 中间的路径都变成实边，形成一条以根节点开始，指定节点结束的 Splay。

来几张图 \(^{\texttt{[2]}}\)：

假设一开始实边和虚边是这么划分的：

那么所形成的 Splay 森林可能是这样的（绿框中为一个 Splay）：

现在我们要 \(\text{access(N)}\)，把 \(\text{A} \to \text{N}\) 的路径都打通成实边，变成一颗 Splay。

根据性质 3，原来有些实边要变虚（因为 \(\text{A} \to \text{N}\) 的有些虚边要变实，同层只能有一条实边连向父亲）。那么原树可能要变成这样：

我们一步一步自底向上拉。

首先 \(\text{splay(N)}\)，把 \(\text{N}\) 转到所在 Splay 的根。

因为要 以指定节点结束，所以比他深且在一颗 Splay 中的点要去除。

因为性质 1，中序遍历 Splay 得到的每个点的深度序列严格递增，所以我们把 \(\text{N}\) 右边的点去掉即可。即把 \(\text{N} \to \text{O}\) 这条边变虚。直接把 \(\text{N}\) 的右子树变空，然后让 \(\text{O}\) 所在 Splay 指向 \(\text{N}\) 即可。

如下图：

接下来要打通 \(\text{I} \to \text{L}\) 的边，首先找到 \(\text{N}\) 所在 Splay 指向的节点 \(\text{I}\)，并 \(\text{splay(I)}\)，让 \(\text{I}\) 转到其所在 Splay 的树根，这样保证它的右儿子肯定是它在原树中连的虚边（性质 1），把它的右子树置空。

然后就可以连接 \(\text{I} \to \text{L}\) 了，因为 \(\text{L}\) 所指向的点是 \(\text{I}\)，把 \(\text{N}\) 直接连到 \(\text{I}\) 的右子树即可。

\(\text{I}\) 指向 \(\text{H}\)，接着 \(\text{splay(H)}\)，把 \(\text{H}\) 的右子树直接置为 \(\text{I}\) 即可。

\(\text{H}\) 指向 \(\text{A}\)，于是 \(\text{splay(A)}\)，把 \(\text{A}\) 的右子树更新成 \(\text{H}\)。

于是 \(\text{A} \to \text{N}\) 就在一个 Splay 里了，且正好中序遍历以 \(\text{A}\) 开始，以 \(\text{N}\) 结束。

代码很简单，只需要四步：

\(\text{splay}\) 当前节点，转到根。
找到它所指的父亲，换右儿子。
更新信息，pushup。
把当前节点变成它的轻边所指的父亲，转 \(1\)。

inline void access(int x){
	for(int y=0;x;y=x,x=fa[x])
		splay(x),ch[x][1]=y,pushup(x);
}

- \(\text{makeroot}(x)\)

把 \(x\) 拉到整棵树的根。

在介绍 \(\text{makeroot}\) 前，先来回顾一下 Splay 的区间反转操作，不熟悉的可以看一下模板题。

- \(\text{pushr(x)}\)

我们注意到，将 \([l,r]\) 这一段区间反转，相当于对于 \(l \le id \le r\) 的每一个节点的左右子树自上而下 反转。

引用几张图 \(^{\texttt{[3]}}\)：

这是一棵树，那么如果我们想翻转 \([2,4]\) 这个区间，只需要 \(\text{splay}\) \(1\) 和 \(5\)，使得 \(5\) 的左子树都是 \(>1\) 且 \(<5\) 的（二叉平衡树的性质），于是只需要反转 \([2,4]\) 的左右子树了。

但在这个地方我们可以考虑打个标记，标记的存在就只在于记录现在对于当前节点应不应该翻转两个子树。

接下来回到 \(\text{makeroot}\)。

首先显然要把根节点到 \(x\) 的路径打通，否则根节点和 \(x\) 都不在一棵 Splay 中，谈何换根。

所以我们先 \(\text{access}(x)\)，然后根节点到 \(x\) 就是一条实路径，且中序遍历以根节点开头，以 \(x\) 结尾。不难发现此时 \(x\) 就是这颗 Splay 中深度最深的点。然后我们先 \(\text{splay}(x)\)，使得 \(x\) 节点为这颗 Splay 的根，（注意不是整棵树的根，因为先序遍历仍以原先根节点开始）。这时候 \(x\) 没有右子树。因为 \(x\) 的深度最深，这时候我们翻转一下，\(\text{pushr}\)，把这一棵 Splay 深度都改变，这时候 \(x\) 就变成的这棵树最上面的节点（真正的根，它没有左子树），大功告成。

inline void pushr(int x){
	swap(lc(x),rc(x));
	r[x]^=1;
}

inline void makeroot(int x){
	access(x); splay(x);
	pushr(x);
}

- \(\text{findroot}(x)\)

找到 \(x\) 所在原树的根，主要用来判断两点的连通性（即如果 \(\text{findroot}(x)=\text{findroot}(y)\) 表明 \(x,y\) 在一棵树中）。

我们先把根节点到 \(x\) 的路径打通，然后 \(\text{splay}(x)\)，把 \(x\) 转到这棵 Splay 的根（不是原树的根，没有破坏结构），这时候根据二叉排序树的性质，所有深度比 \(x\) 小的点都在 \(x\) 的左子树，循环找下去，直到叶节点即可。

注意往下找左儿子的时候，一定要下放翻转标记，不然可能会导致 Splay 信息不正确。

inline int findroot(int x){
	access(x); splay(x);
	while(lc(x)) pushdown(x),x=lc(x); // 一定要 pushdown！
	splay(x); // 保证复杂度
	return x;
}

- \(\text{split}(x,y)\)

指定出一条 \(x \to y\) 路径的 Splay。

先 \(\text{makeroot}(x)\)，把 \(x\) 变成当前树的根，然后 \(\text{access}(y)\)，提取 \(x \to y\) 的路径。最后 \(\text{splay}(y)\) 保证复杂度。这样访问这个 Splay 的时候只需要访问 \(y\) 就可以了。

inline void split(int x,int y){
	makeroot(x); access(y);
	splay(y);
}

- \(\text{nroot}(x)\)

判断当前节点是否是它所在 Splay 的根。

原理很简单，如果他是 Splay 的根（即它和它的父亲连的是虚边），它的父亲的儿子里没有它（它的父亲连到它的实儿子了）。

如果返回 true，就说明它不是根。

inline bool nroot(int x){
	return lc(fa[x])==x || rc(fa[x])==x;
}

- \(\text{link}(x,y)\)

连上 \(x \to y\) 的边。

可以自行决定把 \(x\) 的父亲设为 \(y\) 还是把 \(y\) 的父亲设为 \(x\)，这里我把 \(x\) 的父亲设为 \(y\)，即在 \(x,y\) 间连一条轻边。

代码也很简单，如下：

inline bool link(int x,int y){
	makeroot(x); // 使 x 成为它所在的树的根
	if(findroot(y)==x) return 0;  // 两点已在一棵树内，连边不合法
	fa[x]=y;
	return 1;
}

如果题目保证连边合法，代码就可以更简单：

inline void link(int x,int y){
	makeroot(x);
	fa[x]=y;
}

- \(\text{cut}(x,y)\)

断开 \(x \to y\) 的边。

如果题目保证合法，这个操作倒是很容易。

先提取出 \(x \to y\) 的路径（即 \(\text{split}(x,y)\)），然后因为 \(y\) 变成了 Splay 的根（见 \(\text{split}\) 那一段，最后有说明），\(x\) 必在它的左子树上

（关于左子树有必要做个说明：因为我们是先 \(\text{makeroot}(x)\)，然后 \(\text{access}(y)\) 的，所以\(x\) 在 Splay 中深度一定比 \(y\) 浅，于是当 \(\text{splay}(y)\) 之后，\(x\) 必在它的左子树）。

于是代码就有了：

inline bool cut(int x,int y){
	split(x,y);
	fa[x]=lc(y)=0;
	pushup(y); // y少了个儿子
}

但是如果没有保证连边合法呢？

我们先要看 \(x,y\) 是否在一棵 Splay 中（否则原来就断开的，不合法）。
然后我们要看 \(x,y\) 有无父子关系，不然不合法。
最后我们要看中序遍历下，\(x,y\) 中间有无其他节点（即 \(y\) 有没有右子树）。

三个关系都满足就可以了。

这里注意 \(\text{findroot}(y)\) 之后 \(x\) 是原树的树根，而且因为 \(\text{findroot}\) 里先 \(\text{access}(y)\) 的，所以 \(y\) 一定在 \(x\) 的右子树。

inline bool cut(int x,int y){
	makeroot(x);
	if(findroot(y)!=x || fa[y]!=x || lc(y)) return 0;
	fa[y]=rc(x)=0;
	pushup(x);
	return 1;
}

至此，LCT 的基本操作就讲完啦！

LCT 中不同于普通 Splay 的几个点

\(\text{splay}\) 时，一定要先判断要转的点是不是根！
- 否则你会发现 fa[x]=0 且 fa[fa[x]]=0，然后你的 Splay 就寄了。
\(\text{splay}\) 前要先堆栈下放标记。
- 否则你会发现你的 Splay 标记乱成一团，又寄了 \(\texttt{:(}\)。

完整代码

模板题：https://www.luogu.com.cn/problem/P3690。

维护其他什么操作的话改一下 pushup 即可。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

inline char gc(){
    static char buf[100000],*p1=buf,*p2=buf;
    return p1==p2&&(p2=(p1=buf)+fread(buf,1,100000,stdin),p1==p2)?EOF:*p1++;
}
inline int read(){
    char ch=gc(); int x=0; bool f=0;
    while(!(ch>='0'&&ch<='9'))f|=(ch=='-'),ch=gc();
    while(ch>='0'&&ch<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(ch^48),ch=gc();
    return f?-x:x;
}
const int N = 2e5+5;

class _lct{
#define lc(x) ch[x][0]
#define rc(x) ch[x][1]
public:
	int ch[N][2],val[N],fa[N],s[N],stk[N];
	bool r[N];
	inline bool nroot(int x){
		return lc(fa[x])==x || rc(fa[x])==x;
	}
	inline void pushr(int x){
		swap(lc(x),rc(x));
		r[x]^=1;
	}
	inline void pushup(int x){
		s[x]=s[lc(x)]^s[rc(x)]^val[x];
	}
	inline void pushdown(int x){
		if(r[x]){
			if(lc(x)) pushr(lc(x));
			if(rc(x)) pushr(rc(x));
			r[x]=0;
		}
	}
	inline void rotate(int x){
		int y=fa[x],z=fa[y];
		int k=rc(y)==x,w=ch[x][!k];
		if(nroot(y)) ch[z][rc(z)==y]=x; ch[x][!k]=y; ch[y][k]=w;
		if(w) fa[w]=y; fa[x]=z,fa[y]=x;
		pushup(y);
	}
	inline void splay(int x){
		int y=x,z=0;
		stk[++z]=y;
		while(nroot(y)) stk[++z]=y=fa[y];
		while(z) pushdown(stk[z--]);
		while(nroot(x)){
			y=fa[x]; z=fa[y];
			if(nroot(y)) rotate((lc(z)==y)^(lc(y)==x)?x:y);
			rotate(x);
		}
		pushup(x);
	}
	inline void access(int x){
		for(int y=0;x;x=fa[y=x])
			splay(x),rc(x)=y,pushup(x);
	}
	inline void makeroot(int x){
		access(x); splay(x);
		pushr(x);
	}
	inline int findroot(int x){
		access(x); splay(x);
		while(lc(x)) pushdown(x),x=lc(x);
		splay(x);
		return x;
	}
	inline void split(int x,int y){
		makeroot(x); access(y);
		splay(y);
	}
	inline bool link(int x,int y){
		makeroot(x);
		if(findroot(y)==x) return 0; 
		fa[x]=y;
		return 1;
	}
	inline bool cut(int x,int y){
		makeroot(x);
		if(findroot(y)!=x || fa[y]!=x || lc(y)) return 0;
		fa[y]=rc(x)=0;
		pushup(x);
		return 1;
	}
}lct;

int n,m;

int main(){
	n=read(); m=read();
	for(int i=1;i<=n;i++) lct.val[i]=read();
	while(m--){
		int opt,x,y;
		opt=read(); x=read(); y=read();
		switch(opt){
			case 0:{lct.split(x,y); printf("%d\n",lct.s[y]); break;}
			case 1:{lct.link(x,y); break;}
			case 2:{lct.cut(x,y); break;}
			case 3:{lct.splay(x); lct.val[x]=y; break;}
		}
	} 
	return 0;
}

- Reference

\(\texttt{[1]}\)：因为 LCT 的 makeroot 等操作需要翻转一棵树，使得 Treap 等平衡树均已不适用，但是 FHQ Treap 或许也可以维护，详见 https://immortalco.blog.uoj.ac/blog/2342。

\(\texttt{[2]}\)：引自 https://www.cnblogs.com/flashhu/p/8324551.html

\(\texttt{[3]}\)：引自 https://www.luogu.com.cn/blog/pks-LOVING/splay-chu-li-ou-jian-cao-zuo-fan-zhuai-cao-zuo-reverse

标签：splay,Cut,剖分,int,text,Tree,Splay,Link,节点
From： https://www.cnblogs.com/DataErr0r/p/17062476.html