【洛谷5288】[HNOI2019] 多边形（二叉树模型）

点此看题面

大致题意： 给你一个多边形，用若干不重合、不相交的线段将其划分为若干三角形区域，并定义旋转操作\((a,c)\)为选定\(4\)个点\(a,b,c,d\)满足\(a<b<c<d\)且\(ab,ac,ad,bc,cd\)有连边，然后删去边\(ac\)并加上边\(bd\)。带修独立询问至少旋转几次使得无法继续旋转。

关于无法继续旋转

第一次看完题面，我是一脸懵逼：选中四个点不可以无限重复旋转吗？为什么会无法旋转？

然后冷静了一下重新看了遍题面，才发现\(a,b,c,d\)是有序的。。。

再看样例解释可以发现，似乎最终状态就是每个点都向\(n\)号节点连边？（似乎也挺好证明的）

至此才算勉强明白了题目在讲什么。

接下来，我们先考虑没有修改、单组询问怎么做。

处理第一个询问

不难发现，第一个询问还是比较简单的。

首先易知，每一次旋转操作，我们都可以将某条原本并不连向\(n\)的边变成连向\(n\)的边。

那么，根据贪心，有多少条边不与\(n\)相连，答案就是多少。

实现似乎也不是很难？

前置知识：二叉树模型

在处理第二个询问之前，我们需要知道，这题涉及到一个叫“二叉树模型”的东西。

由于我们之前第一个询问确定答案的方式，易知，在一条边连向\(n\)之后，我们就不会再去旋转它了（不然肯定不优）。

又因为题目中给出了边不重复、不相交的条件，且旋转操作是不会使边相交的，因此我们可以发现，每一条连向\(n\)的边，都会把图给分成两部分。

而我们要知道一个结论：在图的每一部分中，有且仅有一条不与\(n\)相连的边可以旋转成与\(n\)相连的边，也就是说每次旋转的边是唯一确定的。

再结合前面提到过的二叉树模型，那么我们就可以考虑，建一棵二叉树，即把当前旋转的边作为父亲，被分成的两部分作为左右儿子。

于是我们就建成了一棵二叉树。

然后考虑对于每个被多边形中原有的边划分出的一部分，我们都需要建一棵二叉树，因此就会建成若干棵二叉树。

利用这些二叉树处理询问就简单了许多。

处理第二个询问

现在我们来考虑如何处理第二个询问。

我们在二叉树上从下往上讨论，对于叶子节点，显然它只有一种旋转方式，即旋转它本身。

否则，对于二叉树中有两个子树大小分别为\(x\)和\(y\)的儿子的节点，我们这样考虑它的方案：

• 首先，子节点的子树内部的顺序，肯定在以该子节点为根时已经计算过了。所以，我们只需考虑子树间的顺序。
• 那么，问题就相当于归并两个长度分别为\(x\)和\(y\)的有序数列的方案数。这是一个经典的组合问题，答案就是\(C_{x+y}^x\)。
• 综上所述，每次合并节点时，我们将方案数乘上\(C_{x+y}^x\)即可。

最后，我们再来考虑下每棵二叉树根节点之间的贡献。

这其实也挺简单的吧，就是在枚举根的同时记录先前枚举过的二叉树的总\(Size\)，然后考虑和前面一样的计算方式即可。

这样我们就成功求解了答案

处理多组询问

考虑每次只旋转一条边，且询问独立。

对于第一个询问，我们只要判断旋转的这条边在二叉树中是否有父亲，如果没有，说明旋转它可以向\(n\)连边，因此将答案减\(1\)。否则答案不变。

对于第二个询问，其实也就可以理解为在二叉树上修改一对父子关系，有点类似于\(Treap\)和\(Splay\)中的\(Rotate\)操作吧。

但注意要对于修改的节点是否为一棵二叉树的根进行分类讨论：

如果这个节点不是一棵二叉树的根，首先，我们除去它两个子节点合并的贡献以及它与其兄弟合并的贡献（即其父亲两个子节点合并的贡献）。

要加上的贡献就略复杂了。

若用\(sz_i\)表示以\(i\)为根的子树大小，并记该节点为\(x\)，其父节点为\(f\)，并且\(x\)是\(f\)的\(d\)儿子（\(0\)为左，\(1\)为右），则要加上的贡献可推得：

我们先将\(x\)原先的\(d\text{^}1\)儿子现在与\(f\)的\(d\text{^}1\)儿子计算贡献，然后再将\(f\)子树总\(Size\)除去\(x\)及其\(d\)儿子\(Size\)后再一同与\(x\)的\(d\)儿子的\(Size\)计算贡献。

\(x\)为根类似，只不过是要考虑其他二叉树的总\(Size\)与\(x\)子节点\(Size\)的合并。

这里的具体实现可见代码。

代码

#include<bits/stdc++.h>
#define Tp template<typename Ty>
#define Ts template<typename Ty,typename... Ar>
#define Reg register
#define RI Reg int
#define Con const
#define CI Con int&
#define I inline
#define W while
#define N 100000
#define X 1000000007
#define swap(x,y) (x^=y^=x^=y)
#define pb push_back
using namespace std;
int n,ty,Fac[N+5],IFac[N+5];vector<int> s[N+5];
class FastIO
{
	private:
		#define FS 100000
		#define tc() (A==B&&(B=(A=FI)+fread(FI,1,FS,stdin),A==B)?EOF:*A++)
		#define pc(c) (C^FS?FO[C++]=c:(fwrite(FO,1,C,stdout),FO[(C=0)++]=c))
		#define tn (x<<3)+(x<<1)
		#define D isdigit(c=tc())
		int T,C;char c,*A,*B,FI[FS],FO[FS],S[FS];
	public:
		I FastIO() {A=B=FI;}
		Tp I void read(Ty& x) {x=0;W(!D);W(x=tn+(c&15),D);}
		Tp I void write(Ty x) {W(S[++T]=x%10+48,x/=10);W(T) pc(S[T--]);}
		Ts I void read(Ty& x,Ar&... y) {read(x),read(y...);}
		Tp I void write(Con Ty& x,Con char& y) {write(x),pc(y);}
		I void clear() {fwrite(FO,1,C,stdout),C=0;}
}F;
class BinaryTreeSolver//二叉树模型
{
	private:
		#define LB lower_bound
		#define GV(x,y)  (1LL*Fac[(x)+(y)]*IFac[x]%X*IFac[y]%X)//求值，就是一个组合数
		#define GIV(x,y) (1LL*IFac[(x)+(y)]*Fac[x]%X*Fac[y]%X)//除去贡献，直接用逆元，避免多一个log
		#define GV_S(x) GV(O[O[x].S[0]].Sz,O[O[x].S[1]].Sz)//求合并两儿子的值
		#define GIV_S(x) GIV(O[O[x].S[0]].Sz,O[O[x].S[1]].Sz)//求合并两儿子的值的逆元
		int w,v,g,tot,rt[N+5],sz[N+5],S[N+5][2];struct node {int Sz,F,S[2];}O[N+5];
		struct Pr
		{
			int l,r;I Pr(CI a=0,CI b=0):l(a),r(b){}
			I bool operator < (Con Pr& o) Con {return l^o.l?l<o.l:r<o.r;}
		};map<Pr,int> p;
		I void SU(CI l,CI r,int& rt,CI lst=0)//建立二叉树
		{
			if(l+2>r) return;RI mid=s[r][LB(s[r].begin(),s[r].end(),l+1)-s[r].begin()];//如果只剩左右端点，返回，否则用lower_bound找到二叉树父节点
			O[p[Pr(l,r)]=rt=++tot].F=lst,SU(l,mid,O[rt].S[0],rt),SU(mid,r,O[rt].S[1],rt),
			O[rt].Sz=O[O[rt].S[0]].Sz+O[O[rt].S[1]].Sz+1,v=1LL*v*GV_S(rt)%X;//建树
		}
	public:
		I BinaryTreeSolver() {v=1;}
		I void Init(CI x,CI l,CI r) {SU(l,r,rt[x]),v=1LL*v*GV(g,O[rt[x]].Sz)%X,g+=O[rt[x]].Sz;}//初始化
		I void PWork() {w=n-1-s[n].size(),ty?(F.write(w,' '),F.write(v,'\n')):F.write(w,'\n');}//求初始答案
		I void UWork(CI x,CI y)//处理带修独立询问
		{
			RI k=p[Pr(x,y)],f=O[k].F,d=O[f].S[1]==k;
			if(!ty) return F.write(w-(!f),'\n');F.write(w-(!f),' ');//对于无需第二个询问直接输出并退出函数
			if(f)//如果不是根
			{
				RI t=1LL*v*GIV_S(k)%X*GIV_S(f)%X*GV(O[O[f].S[d^1]].Sz,O[O[k].S[d^1]].Sz)%X;
				F.write(1LL*t*GV(O[f].Sz-O[k].Sz+O[O[k].S[d^1]].Sz,O[O[k].S[d]].Sz)%X,'\n');
			}
			else//如果是根
			{
				RI t=1LL*v*GIV_S(k)%X*GIV(g-O[k].Sz,O[k].Sz)%X*GV(g-O[k].Sz,O[O[k].S[0]].Sz)%X;
				F.write(1LL*t*GV(g-O[k].Sz+O[O[k].S[0]].Sz,O[O[k].S[1]].Sz)%X,'\n');
			}
		}
}T;
I int Qpow(RI x,RI y) {RI t=1;W(y) y&1&&(t=1LL*t*x%X),x=1LL*x*x%X,y>>=1;return t;}
int main()
{
	RI Qtot,i,x,y;for(F.read(ty,n),i=1;i<=n-3;++i) F.read(x,y),s[x].pb(y),s[y].pb(x);//读入
	for(s[n].pb(1),i=1;i^n;++i) s[i].pb(i+1);for(s[1].pb(n),i=2;i<=n;++i) s[i].pb(i-1);//处理边
	for(i=1;i<=n;++i) sort(s[i].begin(),s[i].end());//排序
	for(Fac[0]=i=1;i<=n;++i) Fac[i]=1LL*Fac[i-1]*i%X;//预处理阶乘
	for(IFac[n]=Qpow(Fac[n],X-2),i=n-1;~i;--i) IFac[i]=1LL*IFac[i+1]*(i+1)%X;//预处理阶乘逆元
	for(x=s[n].size(),i=0;i^(x-1);++i) T.Init(i,s[n][i],s[n][i+1]);T.PWork();//初始化
	F.read(Qtot);W(Qtot--) F.read(x,y),x>y&&swap(x,y),T.UWork(x,y);//求答案
	return F.clear(),0;
}