P5180【模板】支配树

来咯，我们来说说一般图上的支配树。

（前排提醒：本文实质是对老师讲的内容的补充，阅读本文前应该知道 \(\operatorname{idom}\) 及其在 DAG 上的求解方法，具体可以去查看 ZJOI2012 灾难 的题解。）

常见的做法是 Languaer-Tarjan 算法，该算法的核心在于提出了半支配点 \(\text{sdom}\)。

半支配点 \(\operatorname{sdom}\) 的定义是除起点和终点外只经过 DFS 序大于终点的点的起点中 DFS 序最小的一个。

形式化说，将点按照 DFS 序编号后，\(\operatorname{sdom }x=\min\{v\mid\exist v=v_0\rightarrow v_1\rightarrow\cdots\rightarrow v_k=x,\forall 1\le i\lt k,v_i\gt x\}\)。

（渲染问题，\(\exist\) 是存在的意思，懒得改了将就看。）

这里在本文中额外定义 半支配 关系，即满足上述条件，但不一定是最小值的那些 \(v\) 都是 半支配 \(x\) 的，当然 \(\operatorname{sdom }x\) 也 半支配 \(x\)。

这东西看上去屁点性质没有，先不说怎么拿它求答案，根本就求不出来吧？

先暴力考虑怎么求解 \(\operatorname{sdom}\) 吧，下面点的编号即为其 DFS 序。

对于一个点 \(u\) 进行求解，则考虑其前驱 \(v\)，分类讨论答案的候选值：

• \(v\lt u\)，此时 \(v\) 就直接小于 \(u\) 了，显然只能拿 \(v\) 作为起点，所以 \(v\) 是当前情况唯一可能的候选值，另外其实这种情况只有可能在 \(v\) 是 \(u\) 在 DFS 树上的父亲时成立。
• \(v\gt u\)，这个时候 \(v\) 可以作为路径中间的点，于是 \(\operatorname{sdom }v\) 是一个候选值，而此时 \(v\) 可以继续往 DFS 树的父亲走，如果其父亲 \(w\gt u\)，这个过程就还能够继续，直到发现 \(w\lt u\) 的时候变成第一种情况为止。

容易发现上面的部分没有漏掉任何一个可能的候选值，这时候做一个暴力从所有候选值中取最小值即可。

发现时间复杂度的瓶颈位于第二种情况，有什么办法优化一下？

考虑按照 DFS 序的逆序 处理。

此时已经处理的点天然满足大于的条件，因此我们可以把第二种情况查询的信息简化为 \(v\) 上面所有已经完成更新的祖先的 \(\operatorname{sdom}\) 的最小值。

注意到维护的信息非常简单，我们可以使用带权并查集简单维护，注意这里不能按秩合并，因为我们的并查集维护的是处理到目前的 DFS 树，形态不能够变。

此时我们能够处理出所有点的 \(\operatorname{sdom}\) 了，时间复杂度为 \(\mathcal{O}(n\log n)\)。

不过就算知道了 \(\operatorname{sdom}\) 又有啥用啊真的是……

我们最终要求的是 \(\operatorname{idom}\) 啊，这个 \(\operatorname{sdom}\) 和它有啥关系嘛……

分析一下，关于 \(\operatorname{idom }x\) 有一个性质，即 \(\operatorname{idom }x\) 一定在 DFS 树上根节点到 \(x\) 的路径上，考虑 \(\operatorname{idom}\) 的定义就可以得到。

而 \(\operatorname{sdom}\) 很显然告诉我们，\(\operatorname{sdom }x\) 子树内的点（不包括它）都不可能成为 \(\operatorname{idom }x\)，因为这里存在一条其它的路径不经过它们。

这下 \(\operatorname{sdom}\) 看上去有用了，分析一下怎样求解？

（只说 DAG 做法，另一个我太烂了不会。）

我们往已有的做法上靠，就是 DAG 上的做法，能不能把原图换成一个支配关系相同的 DAG？

要这么做肯定不能虚空建图，我们考虑保留一点原图的元素。

分析一下，我们可以留下 DFS 树，这样子原有的支配关系全部都在，只是多出了一些本来没有的支配关系。

考虑去掉多余的支配关系，设原本不满足支配关系的点对 \(u,v\)，其中 \(u\) 不支配 \(v\)。

现在这个点对满足支配关系，我们可以推出 \(u\) 是 \(v\) 的祖先（\(u\) 是 \(v\) 的情况就不讨论了）。

如果 \(u\) 原本不支配 \(v\)，则存在一条路径不经过 \(u\) 到达 \(v\)，我们分析一下这条路径什么情况。

挂一张图（还没画）：

我们可以考虑根节点到 \(v\) 的这条路径，上面必然经过点 \(u\)。

而显然如果要不经过 \(u\) 到 \(v\)，必然有两个点 \(x,y\) 满足 \(x\) 能够到达 \(y\) 且 \(x\) 是 \(u\) 的祖先，\(u\) 是 \(y\) 的祖先。

不难发现 \(y\) 一定是通过某条横叉边到达的，由于这是有向图的 DFS 树，所以横叉边一定是由 DFS 序大的点连向小的点的。

容易推出 \(x\) 到 \(y\) 的路径上所有点的 DFS 序均大于 \(y\)，所以 \(x\) 半支配 \(y\)。

显然我们连接 \(x,y\) 即可去掉 \(u,v\) 中多余的支配关系，而连接 \(\operatorname{sdom }y,y\) 显然也能够达成一致的效果，因为 \(\operatorname{sdom }x\) 是所有 半支配 \(x\) 的点中深度最浅的那个。

此时没有多余的支配关系了，又因为 \(\operatorname{idom }x\) 是 \(\operatorname{sdom }x\) 的祖先，所以支配关系不会因为这样的操作变少。

不难发现新图是 DAG，于是我们完成了一般图的支配树的求解。

挂个代码吧，没什么参考作用。

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
constexpr int N=200010;
vector<int>G[2][N],e[N],T[N];
int dfn[N],rev[N],tot,fa[N];
void dfs1(int u)
{
	tot++;
	dfn[u]=tot;
	rev[tot]=u;
	for(int v:G[0][u])if(!dfn[v])dfs1(v),fa[v]=u,e[v].push_back(u);
	return;
}
int dsu[N],val[N],sdom[N];
pair<int,int>F(int x)
{
	if(dsu[x]==x)return make_pair(x,sdom[x]);
	pair<int,int>tmp=F(dsu[x]);
	val[x]=min(val[x],tmp.second);
	dsu[x]=tmp.first;
	return make_pair(dsu[x],val[x]);
}
constexpr int MX=15;
int f[N][MX],d[N];
inline int LCA(int u,int v)
{
	if(d[u]<d[v])swap(u,v);
	for(int i=MX-1;i>=0;i--)if(d[f[u][i]]>=d[v])u=f[u][i];
	if(u==v)return u;
	for(int i=MX-1;i>=0;i--)if(f[u][i]!=f[v][i])u=f[u][i],v=f[v][i];
	return f[v][0];
}
int sz[N];
void dfs2(int u)
{
	sz[u]=1;
	for(int v:T[u])if(!sz[v])dfs2(v),sz[u]+=sz[v];
	return;
}
int main()
{
	int n,m;
	scanf("%d%d",&n,&m);
	for(int i=1;i<=m;i++)
	{
		int a,b;
		scanf("%d%d",&a,&b);
		G[0][a].push_back(b);
		G[1][b].push_back(a);
	}
	dfs1(1);
	iota(dsu+1,dsu+n+1,1);
	memset(val,0x7f,sizeof val);
	swap(n,tot);
	for(int i=n;i>1;i--)
	{
		int u=rev[i];
		sdom[u]=n+1;
		for(int v:G[1][u])
		{
			if(dfn[v]<i)sdom[u]=min(sdom[u],dfn[v]);
			else sdom[u]=min(sdom[u],F(v).second);
		}
		for(int v:G[0][u])if(fa[v]==u)dsu[v]=u,val[v]=sdom[v];
	}
	for(int i=2;i<=n;i++)sdom[i]=rev[sdom[i]];
	for(int i=2;i<=n;i++)e[i].push_back(sdom[i]);
	d[1]=1;
	for(int i=2;i<=n;i++)
	{
		int u=rev[i];
		int idom=-1;
		for(int v:e[u])
		{
			if(idom==-1)idom=v;
			else idom=LCA(idom,v);
		}
		f[u][0]=idom;
		d[u]=d[idom]+1;
		for(int i=1;i<MX;i++)f[u][i]=f[f[u][i-1]][i-1];
		T[idom].push_back(u);
	}
	dfs2(1);
	printf("%d",n);
	for(int i=2;i<=tot;i++)printf(" %d",sz[i]==0?1:sz[i]);
	return 0;
}