LCA的多种求法(超详细!!!)
倍增求LCA
(1)树上倍增法 预处理
设f[x,k]表示x的2^k辈祖先,即从x向根节点走2^k步到达的节点。特别地,若该节点不存在,则令f[x,k]=0。f[x,0]就是x的父节点。可以得出f[x][k]=f[f[x][k-1]][k-1]。
我们可以对树进行遍历,由此得到f[x,0],再计算f数组所有值。
以上部分是预处理,时间复杂度为O(nlogn)。之后可以多次对不同的x,y计算LCA,每次询问的时间复杂度为O(logn)。
【代码实现】 预处理
void dfs(int u,int father)
{
Dep[u]=Dep[father]+;
for(int i=;i<=;i++)
{
if(!f[u][i)break;
else f[u][i+]=f[f[u][i]][i];
}
for(int e=first[u],v; v=go[e],e; e=next[e])
{
if(v==father) continue;
f[v][]=u; //v向上跳2^0=1就是u
dfs(v,u);
}
}
(2)基于f数组计算LCA(x,y)
分为以下几步:
1.设dep[x]表示x的深度。不妨设dep[x]≥dep[y](否则可交换x,y)。
2.用二进制拆分思想,把x向上调整到与y同一深度。具体来说,就是依次尝试从x向上走k= 2logn,…,21,20步,若到达的节点比y深,则令x=f[x,k]。
3.若此时x=y,说明已经找到了LCA,LCA就等于y。
4.若此时x≠y,依次尝试把x,y同时向上走 k= 2logn,…,21,20步,若f[x,k]≠f[y,k](即仍未相会),则令x=f[x,k],y=f[y,k]。
5.此时x,y必定只差一步就相会了,它们的父节点f[x,0]就是LCA。
【代码实现】 查询x,y的LCA
int LCA(int x,int y)
{
if(Dep[x]<Dep[y]) swap(x,y); //让x深度较大
for(int i=;i>=;i--) //先将x,y跳到一个深度,一定要倒着for
if(Dep[f[x][i]]>=Dep[y]) x=f[x][i]; //先跳到同一层
if(x==y) return x; //如果相等直接返回
for(int i=;i>=;i--) //此时x,y已跳到同一层
if(f[x][i]!=f[y][i]) //如果f[x][i]和f[y][i]不同才跳
x=f[x][i],y=f[y][i];
return f[x][]; //x,y是深度最浅且不同的点,即lca的子结点
}
树链剖分求LCA
将静态树上的点按某种方式组织起来,剖分成为若干条链,形成若干个序列,则操作路径就会被拆分为几条链,也就是若干个完整序列
轻重边剖分: 我们将树中的边分成重边和轻边。如下图,加粗的边是重边,其余是轻边。 我们可以以任意点为根,然后记size[u]为以u为根的子树的结点个数,令 为v所有儿子中size值最大的一个儿子,则(u,v)为重边,v称为u的重儿子。 到其余儿子的边为轻边。
轻重边剖分的过程可以使用两次dfs来实现。
剖分过程中要计算如下5个值:
f[x]:x在树中的父亲
size[x]:x的子树结点数(子树大小)
dep[x]:x在树中的深度
son[x]:x的重儿子,即为重边
top[x]:x所在重路径的顶部结点(深度最小)
第一遍dfs计算前4个值, 第二遍dfs计算后1个值。
查询LCA:
1、找到x、y所在的链头
2、如果两个链头不相等,则选择链头深度大的往上跳
3、最后两个链头相等,说明在同一条重路径上,深度浅的就是LCA
看到这里勤奋好学的你一定已经摩拳擦掌、跃跃欲试了吧
那么我们来做一道简单的模板题
【例 1】点的距离
【题目描述】
给定一棵 n 个点的树,Q 个询问,每次询问点 x 到点 y两点之间的距离。
【输入】
第一行一个正整数 n,表示这棵树有 n 个节点; 接下来 n−1 行,每行两个整数 x,y表示 x,y 之间有一条连边; 然后一个整数 Q,表示有 Q个询问; 接下来 Q行每行两个整数 x,y 表示询问 x 到 y 的距离。
【输出】
输出 Q 行,每行表示每个询问的答案。
【输入样例】
6 1 2 1 3 2 4 2 5 3 6 2 2 6 5 6
【输出样例】
3 4
---(QAQ格式的问题我真的搞不nai)
解法一:倍增
解法二:树链剖分
如果还想进一步了解运用LCA,亲亲,这边建议您可以去AC这两道题题哦~
这是一个传送门...传送门2(才不是没有灵魂的可爱传送门呢QWQ)
蟹蟹资瓷,请顺手点个“推荐”吧~mua(づ ̄3 ̄)づ╭❤~
(2019/8/17更:还想再bb一句,传送门什么的太累了不想做了,还是去首页找找吧,在标签里看“LCA”或者“树上倍增法”应该会有你想要的
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