[Codeforces]813F Bipartite Checking

　　往期题目补档。既然被选为了经典题就拿来写一写。

Description

　　给定一张含有n个点的无向图，一开始图中没有任何边。依次给出q次操作，每次操作给出两个点“x y”，若x和y之间没有边相连，则连上这条边，否则移除这条边。对于每次操作，你都要判断执行这一次操作之后，整张图是否为二分图。

Input

　　第一行两个正整数n,q，表示点数和操作数。
　　接下来q行，每行两个正整数“x y”表示操作。

Output

　　对于每次操作，判断执行该操作后，整张图是否为二分图，若为二分图，输出“YES”，否则输出“NO”。

Sample Input

　　3 5
　　2 3
　　1 3
　　1 2
　　1 2
　　1 2

Sample Output

　　YES
　　YES
　　NO
　　YES
　　NO

HINT

　　2 <= n,q <= 100000，1 <= x < y <= n。

Solution

　　Link Cut 二分图问题？？

　　然而我似乎知道只支持加边的判断二分图有一个绝妙的算法，然而怎么做到删除？

　　实际上，我们换一个想法，就可以通过离线处理把删除转化为撤销。

　　我们的每次询问实际上都是对图的一个状态进行询问，我们把操作序列看作一个时间戳。

　　如样例，在第一时刻，图中的边有(2,3)；第二时刻和第四时刻，图中的边有(2,3)、(1,3)；第三时刻有(2,3)、(1,3)、(1,2)……

　　最最朴素的想法，对于每个时刻，我们把该时刻存在的边全部插入，判断答案，然后清空，进行下一时刻的统计。

　　这样的操作数显然是q^2的，但我们注意到某些边存在的时间是连续的一段区间，似乎不需要频繁地插入撤销？

　　于是我们就有了线段树分治。

　　我们按时间戳开一个线段树，然后把每条边按照存在的时间段丢进线段树里。

　　每条边确确实实是被“丢”进线段树里的，找到该时间段在线段树里对应的至多log个区间，把这条边也就是这个操作存起来而已。

　　每条边每进行一对插入和删除操作，就会产生一段时间段；对于直到q时刻还存在于图中的边，我们认为它们在q+1时刻被删除了。

　　这样的操作数是qlogq的，也就是说我们用一个log的时间代价将删除操作变为撤销操作。

　　这样我们已经完成了核心的分治操作。

　　剩下的我们只要将这棵线段树dfs一遍，每到一个结点，把该结点中存储的操作加入，离开的时候撤销掉这些操作，在底层计算答案即可。

　　撤销一般有两种方式，一种是存储父结点的状态，另一种是执行该操作的逆操作。

　　说了这么多，这一题该如何在支持加边操作的情况下判断二分图呢？

　　由二分图染色的思想，我们有一种带权并查集的做法。

　　对于一张二分图内的一个联通块，一旦点A相对于点B的颜色确定，那么点A相对于该联通块内的其他点的颜色都能确定。

　　于是我们在并查集内除了维护父亲是谁，还要维护它相对于父亲的颜色（相同或相异）。

　　当一张图加入了这样一条边之后，它就不再是二分图：这条边连接了一个联通块内颜色相同的结点。

　　至于撤销，显然不能存储父结点的状态，只能执行逆操作，所以我们要用到并查集的按秩合并以支持撤销。

　　总时间复杂度O(qlogqlogn)。

#include <cstdio>
#include <vector>
#include <algorithm>
#define MN 100005
#define l(a) (a<<1)
#define r(a) (a<<1|1)
using namespace std;
struct node{int x,y;};
struct rlt{int fa,rel;};
struct meg{int x,y,t;}a[MN];
vector <node> d[MN<<],e[MN<<];
int f[MN],g[MN],siz[MN],ans[MN];
int n,m;
 
inline int read()
{
    int n=,f=; char c=getchar();
    while (c<'' || c>'') {if(c=='-')f=-; c=getchar();}
    while (c>='' && c<='') {n=n*+c-''; c=getchar();}
    return n*f;
}
 
rlt getrel(int x)
{
    if (!f[x]) return (rlt){x,};
    rlt lt=getrel(f[x]);
    return (rlt) {lt.fa,lt.rel^g[x]};
}
 
void getins(int x,int L,int R,int ql,int qr,int yl,int yr)
{
    if (ql==L&&qr==R) {e[x].push_back((node){yl,yr}); return;}
    int mid=L+R>>;
    if (qr<=mid) getins(l(x),L,mid,ql,qr,yl,yr);
    else if (ql>mid) getins(r(x),mid+,R,ql,qr,yl,yr);
    else getins(l(x),L,mid,ql,mid,yl,yr),getins(r(x),mid+,R,mid+,qr,yl,yr);
}
 
void dfs(int x,int L,int R,int u)
{
    register int i;
    rlt xf,yf;
    for (i=;i<e[x].size();++i)
    {
        xf=getrel(e[x][i].x); yf=getrel(e[x][i].y);
        if (xf.fa==yf.fa) {if (xf.rel==yf.rel) u|=;}
        else
        {
            if (siz[xf.fa]<siz[yf.fa]) swap(xf,yf);
            siz[xf.fa]+=siz[yf.fa];
            f[yf.fa]=xf.fa;
            g[yf.fa]=xf.rel^yf.rel^;
            d[x].push_back((node){xf.fa,yf.fa});
        }
    }
    if (L==R) ans[L]=u;
    else
    {
        int mid=L+R>>;
        dfs(l(x),L,mid,u); dfs(r(x),mid+,R,u);
    }
    for (i=d[x].size()-;i>=;--i)
    {
        siz[d[x][i].x]-=siz[d[x][i].y];
        f[d[x][i].y]=g[d[x][i].y]=;
    }
}
 
bool cmp(const meg& a,const meg& b)
{
    if (a.x!=b.x) return a.x<b.x;
    if (a.y!=b.y) return a.y<b.y;
    return a.t<b.t;
}
 
int main()
{
    register int i;
    n=read(); m=read();
    for (i=;i<=m;++i) a[i].x=read(),a[i].y=read(),a[i].t=i;
    sort(a+,a+m+,cmp);
    for (i=;i<=m;)
        if (a[i].x==a[i+].x&&a[i].y==a[i+].y) getins(,,m,a[i].t,a[i+].t-,a[i].x,a[i].y),i+=;
        else getins(,,m,a[i].t,m,a[i].x,a[i].y),++i;
    for (i=;i<=n;++i) siz[i]=;
    dfs(,,m,);
    for (i=;i<=m;++i) puts(ans[i]?"NO":"YES");
}

Last Word

　　推荐一波小D的《离线处理修改操作的分治算法（CDQ分治、线段树分治入门）》。

　　别找了，你找不到的。

　　每次打按秩合并的并查集总会忘记把初始大小赋为1，真是见鬼。