其他分享
首页 > 其他分享> > 题解 P7595 【猜树】&& P7597 【「EZEC-8」猜树 加强版】(交互,构造,dsu on tree)

题解 P7595 【猜树】&& P7597 【「EZEC-8」猜树 加强版】(交互,构造,dsu on tree)

作者:互联网

原题

交互题?可以乱搞,有意思


首先分别考虑只用一种询问的做法。


subtask1+2+3(?)+5

考虑询问 \(2\),把每个节点的子树都搞下来,开这样几个东西:

  1. \(siz_i\) 表示当前节点 \(i\) 子树的大小。
  2. \(f_i\) 这是一个 vector 或二维数组 ,表示节点 \(i\) 所有的祖先(不需要按顺序)

这两个都可以在询问子树的时候求出来,具体做法不细讲。

然后是类似拓扑排序的思想:将所有节点按 \(siz\) 由小到大排序,前面的若干个 \(siz\) 一定是 \(1\),即这些节点是叶子节点。这样从前到后处理,一定是按照从叶子节点向上处理的顺序。

处理到叶子节点 \(u\) 时,把 \(u\) 删除,按照 \(f_u\) 把 \(u\) 的祖先的 \(siz\) 全减一,找到祖先中 \(siz\) 最小的节点 \(v\),则 \(fa_u=v\)。因为如果 \(u\) 的祖先 \(v\) 不是 \(u\) 的父亲的话,那么 \(u\) 真正的父亲 \(v'\) 的子树则一定是 \(v\) 的子树的子集,所以 \(siz_{v'}<siz_v\)。

这样不断向后处理,处理到 \(i\) 时,\(siz_i\) 也一定等于 \(1\),因为它的子树已经在先前的处理中删掉了。

为什么?可以自己试着画图推一下,其实非常好理解,这里直接放一下代码:

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define rg register
#define inf 0x3f3f3f3f
#define ll long long
inline int read(){
	rg int ret=0,f=0;char ch=getchar();
    while(!isdigit(ch)){if(ch=='-')f=1;ch=getchar();}
    while(isdigit(ch)){ret=ret*10+ch-48;ch=getchar();}
    return f?-ret:ret;
}
int n,u,siz[2005],fa[2005];
int f[2005][2005],cnt[2005];
int no[2005];
inline bool cmp(int a,int b){
	return siz[a]<siz[b];
}
signed main(){
	n=read(); siz[1]=n; siz[n+1]=inf;  //初始化。
	for(rg int i=2;i<=n;++i){
		printf("? 2 %d\n",i); fflush(stdout);
		siz[i]=read();
		for(rg int j=1;j<=siz[i];++j){
			u=read(); if(u==i) continue;
			f[u][++cnt[u]]=i;
		}
		f[i][++cnt[i]]=1; //1 是根节点,也是所有节点的祖先。
		no[i]=i;
	}
	sort(no+2,no+1+n,cmp); //将节点按 siz 排序,依次处理。
	for(rg int g=2;g<=n;++g){
		int now=no[g];
		fa[now]=n+1;
		for(rg int i=1;i<=cnt[now];++i){
			--siz[f[now][i]];  //因为自己被删掉了,把祖先的 siz 全部减一。
			if(siz[f[now][i]]<siz[fa[now]]) fa[now]=f[now][i];  //siz 最小的就是父亲。
		}
	}
	printf("! ");
	for(rg int i=2;i<=n;++i){
		printf("%d ",fa[i]);
	}
	fflush(stdout);
	return 0;
}

时间复杂度和询问次数?这里的复杂度和子树大小递减的速度有关,同一层的节点越多,复杂度就越低,比如完全二叉树时,时间复杂度和询问次数为 \(\Theta(n\log n)\),反之,如果为链,每次子树只递减 \(1\),那么时间复杂度和询问次数约为 \(\Theta(n^2)\)。数据随机的情况为 \(\Theta(n\sqrt n)\)。(prufer 序列生成的真随机,下文亦同)

期望得分 \([35,55]\)


subtask1+2+3+4

考虑询问 \(1\)。

开这样几个东西:

  1. \(dep_i\) 表示节点 \(i\) 的深度(定义根节点深度为 \(0\))
  2. 没了

当 \(dis_{u,v}=1\) 且 \(dep_u>dep_v\) 时,\(fa_u=v\)。

(这不用我解释吧……)

那么思路就很明了了,首先询问 \(1\) 到其它节点的距离得出 \(dep\),然后每次把已经知道父亲的节点入队(若 \(dep_i=1\) 则 \(fa_i=1\))。对于对头的节点 \(v\) ,询问每个 \(dep_v+1=dep_u\) 的 \(u\) 节点,若 \(dis\) 为 \(1\),则令 \(fa_u=v\) ,并把 \(v\) 入队。

代码:

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define rg register
#define inf 0x3f3f3f3f
#define ll long long
inline int read(){
	rg int ret=0,f=0;char ch=getchar();
    while(!isdigit(ch)){if(ch=='-')f=1;ch=getchar();}
    while(isdigit(ch)){ret=ret*10+ch-48;ch=getchar();}
    return f?-ret:ret;
}
int n,u,fa[2005],dep[2005];
int q[2005],f,r;
signed main(){
	n=read(); dep[1]=0;
	for(rg int i=2;i<=n;++i){
		printf("? 1 1 %d\n",i); fflush(stdout);
		dep[i]=read();
		if(dep[i]==1){
			fa[i]=1; q[++r]=i;
		} //处理深度和第一批入队的点。
	}
	while(f<r){
		int now=q[++f]; 
		for(rg int i=2;i<=n;++i){
			if(dep[i]==dep[now]+1&&!fa[i]){
				printf("? 1 %d %d\n",now,i); fflush(stdout);
				u=read();
				if(u==1){
					fa[i]=now; q[++r]=i;
				}
			}
		}//对于当前节点找到其所有的儿子并入队。
	}
	printf("! ");
	for(rg int i=2;i<=n;++i){
		printf("%d ",fa[i]);
	}
	fflush(stdout);
	return 0;
}

时间复杂度和询问次数?因为这题对时间复杂度的要求不高,这里窝偷了个懒,时间复杂度是稳定的 \(\Theta(n^2)\),但其实可以做到和询问次数同阶的。询问次数则与每一次的节点个数有关,询问次数的总数大约是 \(\sum dep_i\times dep_{i+1}\)。如果是链,询问次数达到最优的 \(n\),如果每次的节点很多,如完全二叉树,那么询问次数将会退化到 \(n^2\) 以上。随机数据的询问次数也是 \(n\sqrt n\) 左右。

期望得分 \([55,55]\)


接下来是乱搞环节,我们发现 \(n\leq 2000\) 相对于 \(10^5\) 来说非常小,考虑一些不太正经的解法。

可以按照当前深度的节点数 \(cnt[dep_i]\) 进行分治,如果大于阈值 \(T\),跑第一种,反之跑第二种,时间复杂度是 \(\Theta(\frac{n^2}{T}+nT)\)。这是一个显然的根号分治,\(T\) 取 \(\sqrt n\) 时候达到最优的 \(\Theta(n\sqrt n)\),不过这里的不再是随机数据,针对所有数据都可以做到复杂度不退化。

期望得分 \([100,100]\)。


但还有另一种简单粗暴的写法,不如根号分治优,就是直接判断整颗树的深度,取一个阈值 \(T\),深的话跑第二种,浅的话跑第一种,即数据分治(

我也不知道 \(T\) 取多少最好。这样的复杂只是度是比单独的两种好,但还是可以被卡掉,但是这题数据水,这样写就能过了。

期望得分 \([70,100]\)。

代码:

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define rg register
#define inf 0x3f3f3f3f
#define ll long long
#define vit vector<int>::iterator
inline int read(){
	rg int ret=0,f=0;char ch=getchar();
    while(!isdigit(ch)){if(ch=='-')f=1;ch=getchar();}
    while(isdigit(ch)){ret=ret*10+ch-48;ch=getchar();}
    return f?-ret:ret;
}
int n,u,fa[2005],dep[2005],mxdep,siz[2005];
int f[2005][2005],cnt[2005];
int q[2005],fr,r;
int no[2005];
inline bool cmp(int a,int b){
	return siz[a]<siz[b];
}
inline void work(){
	siz[1]=n; siz[n+1]=inf;
	for(rg int i=2;i<=n;++i){
		printf("? 2 %d\n",i); fflush(stdout);
		siz[i]=read();
		for(rg int j=1;j<=siz[i];++j){
			u=read(); if(u==i) continue;
			f[u][++cnt[u]]=i;
		}
		f[i][++cnt[i]]=1;
		no[i]=i;
	}
	sort(no+2,no+1+n,cmp);
	for(rg int g=2;g<=n;++g){
		int now=no[g];
		fa[now]=n+1;
		for(rg int i=1;i<=cnt[now];++i){
			--siz[f[now][i]]; 
			if(siz[f[now][i]]<siz[fa[now]]) fa[now]=f[now][i];
		}
	}
}
signed main(){
	n=read(); dep[1]=0;
	for(rg int i=2;i<=n;++i){
		printf("? 1 1 %d\n",i); fflush(stdout);
		mxdep=max(dep[i]=read(),mxdep);
		if(dep[i]==1){
			fa[i]=1; q[++r]=i;
		}
	}
	if(mxdep<=50) //数据分治(
		work(); //第一种。
	else{  //第二种。
		while(fr<r){
			int now=q[++fr]; 
			for(rg int i=2;i<=n;++i){
				if(dep[i]==dep[now]+1&&!fa[i]){
					printf("? 1 %d %d\n",now,i); fflush(stdout);
					u=read();
					if(u==1){
						fa[i]=now; q[++r]=i;
					}
				}
			}
		}
	}
	printf("! ");
	for(rg int i=2;i<=n;++i){
		printf("%d ",fa[i]);
	}
	fflush(stdout);
	return 0;
}

加强版

如果你直接把 P7595 的代码往这里一粘,你就可以获得 \(30-50\) pts 的优秀分数


此做法来自月赛讲评。

看这题的数据,显然是需要一个 \(O(n\log n)\) 的做法。

考虑一个 simple idea:如果 \(dep_u=dep_v+1\) 且 \(u\) 在 \(v\) 的子树中,那么 \(f_u=v\)。

那么就有一个显然的做法:\(n\) 次询问把 \(dep\) 搞出来,然后从根节点向下递归处理每个节点,对于每个节点询问一次子树,这样做询问的量级在 \(O(n^2)\) 左右(连弱化版都过不了)。

如何改进?对于 \(v\) 节点,确定一个儿子 \(u\)。知道了 \(v\) 节点的子树,又知道了 \(v\) 其它儿子的子树,两者相减就可以得到 \(u\) 的子树。这样做,每次可以省去一个儿子的子树的询问。

那么 \(u\) 应该选哪个呢?显然应该选重儿子,在考虑树剖和 dsu on tree 里的推论,可以得到 \(\sum siz_i-siz_{u_i}\) 的量级在 \(O(n\log n)\)(证明可以去看 oiwiki),完全二叉树时达到下界。那么如果能够知道每个节点的重儿子,那么就可以在 \(O(n\log n)\) 内解决这个问题。

如何在一颗结构不明的树里找到每个节点的重儿子?随机的艺术。

我们随机一些点,根据定义,重儿子的子树最大,那么应该占随机出的点就应该更多。那么我们就把占随机点最多的儿子当成重儿子。

那么应该随机几个呢?通过实验发现,随机 \(1\) 个表现十分优秀。

为什么?随机的艺术。

复杂度的退化主要来自与处理时把重儿子和轻儿子颠倒了,如果出题人想卡这样的做法,就必须将重儿子搞得尽量重,但随即 \(\sum siz_i-siz_{u_i}\) 也会更小,所以实际表现也十分优秀。

代码:(\(son\) 表示重儿子,\(siz\) 表示子树大小,\(sontree\) 表示子树)

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define rg register
#define inf 0x3f3f3f3f
#define ll long long
inline int read(){
	rg int ret=0,f=0;char ch=getchar();
    while(!isdigit(ch)){if(ch=='-')f=1;ch=getchar();}
    while(isdigit(ch)){ret=ret*10+ch-48;ch=getchar();}
    return f?-ret:ret;
}
int n,u,dep[5005],siz[5005],sontree[5005][5005],son[5005]; 
int fa[5005];
bool vis[5005];
void dfs(int x){
	if(!siz[x]) return;
	int tmp=sontree[x][rand()%siz[x]+1],cnt=0;
	random_shuffle(sontree[x]+1,sontree[x]+siz[x]+1);
	for(rg int i=1;i<=siz[x];++i){
		if(dep[sontree[x][i]]!=dep[x]+1) continue;
		if(tmp==sontree[x][i]) u=0;
		else printf("? 1 %d %d\n",sontree[x][i],tmp),fflush(stdout),u=read();
		if(u==dep[tmp]-dep[sontree[x][i]]){
			son[x]=sontree[x][i];
			break;
		}
	}//找到重儿子。 
	memset(vis,0,sizeof(vis));
	for(rg int i=1;i<=siz[x];++i){
		if(dep[sontree[x][i]]==dep[x]+1&&sontree[x][i]!=son[x]){
			printf("? 2 %d\n",sontree[x][i]); fflush(stdout);
			siz[sontree[x][i]]=read()-1;
			int cntnow=0;
			for(rg int j=1;j<=siz[sontree[x][i]]+1;++j){
				u=read(); vis[u]=1;
				if(u!=sontree[x][i]) sontree[sontree[x][i]][++cntnow]=u;
			}
		}
	}//询问轻儿子的子树 
	for(rg int i=1;i<=siz[x];++i){
		if(!vis[sontree[x][i]]&&sontree[x][i]!=son[x]) 
			sontree[son[x]][++siz[son[x]]]=sontree[x][i];
	}//根据轻儿子的子树推出重儿子的子树。 
	for(rg int i=1;i<=siz[x];++i){
		if(dep[sontree[x][i]]==dep[x]+1){
			fa[sontree[x][i]]=x;
			dfs(sontree[x][i]);
		}
	}//递归处理。 
}
signed main(){
	n=read(); 
	for(rg int i=2;i<=n;++i){
		printf("? 1 1 %d\n",i); fflush(stdout);
		dep[i]=read(); sontree[1][++siz[1]]=i;
	} //处理深度。 
	dfs(1);
	printf("! ");
	for(rg int i=2;i<=n;++i) printf("%d ",fa[i]);
	puts("");
	fflush(stdout);
	return 0;
}

标签:ch,加强版,猜树,int,题解,ret,dep,siz,节点
来源: https://www.cnblogs.com/tiatto/p/15875606.html