国际惯例的题面:
代价理解为重心和每个点这个点对的代价。根据期望的线性性，我们枚举每个点，计算会产生的ij点对的代价即可。
那么，i到j的链上，i必须是第一个被选择的点。
对于i来说，就是1/dis(i,j)。
所以答案就是sigma(i,j) 1/(dis(i,j)+1)。
然而这样计算是n^2的，考虑优化。
如果我们能计算出边长为某个数值的边的数量的话，是不是就能计算答案呢？
统计路径的题，一眼点分治。
考虑怎样计算，我们能dfs出每个子树中距离分治重心为x的点有多少个，然后我们枚举两个点让他们取去组成路径即可。
这显然是个卷积，FFT优化。我们补集转化，先计算全部方案，再减去本身对本身(两个点来自相同子树)的方案。
为什么这样算复杂度正确？因为当当前分治层数一定时，所有子树的最深点的深度总和是O(n)的，并且那个log还会更小。这样分析的话发现复杂度是O(nlog^2n)。
正常的二元关系计算方式是前缀和和当前的卷积贡献，为什么这次不能这样呢？
给你一棵扫把形的树，一半的点形成一条链，显然你会选择扫把的重心(一边是一堆叶子，一边是链)当做重心。
然后你发现链的那边长度为n/2，如果你对每个叶子都和链做一次卷积的话，恭喜你卡成n^2logn，不如暴力......
代码:
1 #include<cstdio> 2 #include<cstring> 3 #include<algorithm> 4 #include<cmath> 5 const int maxn=262145; 6 const int inf=0x3f3f3f3f; 7 const double pi = acos(-1.0); 8 9 int tim[maxn]; 10 11 namespace FFT { 12 struct Complex { 13 double r,i; 14 friend Complex operator + (const Complex &a,const Complex &b) { return (Complex){a.r+b.r,a.i+b.i}; } 15 friend Complex operator - (const Complex &a,const Complex &b) { return (Complex){a.r-b.r,a.i-b.i}; } 16 friend Complex operator * (const Complex &a,const Complex &b) { return (Complex){a.r*b.r-a.i*b.i,a.r*b.i+a.i*b.r}; } 17 }cp[maxn]; 18 inline void FFT(Complex* dst,int n,int tpe) { 19 for(int i=0,j=0;i<n;i++) { 20 if( i < j ) std::swap(dst[i],dst[j]); 21 for(int t=n>>1;(j^=t)<t;t>>=1) ; 22 } 23 for(int len=2;len<=n;len<<=1) { 24 const int h = len >> 1; 25 const Complex per = (Complex){cos(pi*tpe/h),sin(pi*tpe/h)}; 26 for(int st=0;st<n;st+=len) { 27 Complex w = (Complex){1.0,0.0}; 28 for(int pos=0;pos<h;pos++) { 29 const Complex u = dst[st+pos] , v = dst[st+pos+h] * w; 30 dst[st+pos] = u + v , dst[st+pos+h] = u - v , w = w * per; 31 } 32 } 33 } 34 if( !~tpe ) for(int i=0;i<n;i++) dst[i].r /= n; 35 } 36 inline void mul(int* dst,int n) { 37 int len = 1; 38 while( len <= ( n << 1 ) ) len <<= 1; 39 for(int i=0;i<len;i++) cp[i] = (Complex){(double)dst[i],0.0}; 40 FFT(cp,len,1); 41 for(int i=0;i<len;i++) cp[i] = cp[i] * cp[i]; 42 FFT(cp,len,-1); 43 for(int i=0;i<len;i++) dst[i] = (int)(cp[i].r+0.5); 44 } 45 } 46 47 namespace Tree { 48 int s[maxn],t[maxn<<1],nxt[maxn<<1]; 49 int siz[maxn],mxs[maxn],ban[maxn]; 50 int su[maxn],tp[maxn]; 51 52 inline void addedge(int from,int to) { 53 static int cnt = 0; 54 t[++cnt] = to , nxt[cnt] = s[from] , s[from] = cnt; 55 } 56 inline void findroot(int pos,int fa,const int &fs,int &rt) { 57 siz[pos] = 1 , mxs[pos] = 0; 58 for(int at=s[pos];at;at=nxt[at]) if( t[at] != fa && !ban[t[at]] ) findroot(t[at],pos,fs,rt) , siz[pos] += siz[t[at]] , mxs[pos] = std::max( mxs[pos] , siz[t[at]] ); 59 if( ( mxs[pos] = std::max( mxs[pos] , fs - siz[pos]) ) <= mxs[rt] ) rt = pos; 60 } 61 inline void dfs(int pos,int fa,int dep,int &mxd) { 62 mxd = std::max( mxd , dep ) , ++tp[dep]; 63 for(int at=s[pos];at;at=nxt[at]) if( t[at] != fa && !ban[t[at]] ) dfs(t[at],pos,dep+1,mxd); 64 } 65 inline void solve(int pos,int fs) { 66 int root = 0 , mxd = 0 , ths ; 67 *mxs = inf, findroot(pos,-1,fs,root) , ban[root] = 1; 68 for(int at=s[root];at;at=nxt[at]) if( !ban[t[at]]) { 69 ths = 0 , dfs(t[at],root,1,ths) , mxd = std::max( mxd , ths ); 70 for(int i=1;i<=ths;i++) su[i] += tp[i]; 71 FFT::mul(tp,ths); 72 for(int i=1;i<=ths<<1;i++) tim[i] -= tp[i]; 73 memset(tp,0,sizeof(int)*(ths<<1|1)); 74 } 75 ++*su , FFT::mul(su,mxd); 76 for(int i=1;i<=mxd<<1;i++) tim[i] += su[i]; 77 memset(su,0,sizeof(int)*(mxd<<1|1)); 78 for(int at=s[root];at;at=nxt[at]) if( !ban[t[at]] ) solve(t[at],siz[t[at]]<siz[root]?siz[t[at]]:fs-siz[root]); 79 } 80 } 81 82 int main() { 83 static int n; 84 static long double ans; 85 scanf("%d",&n); 86 for(int i=1,a,b;i<n;i++) scanf("%d%d",&a,&b) , ++a , ++b , Tree::addedge(a,b) , Tree::addedge(b,a); 87 Tree::solve(1,n) , ans = n; 88 for(int i=1;i<=n<<1;i++) ans += (long double) tim[i] / ( i + 1 ); 89 printf("%0.4Lf ",ans); 90 return 0; 91 }
ここでこのまま
即使在这里就这样
僕が消えてしまっても 誰も知らずに
我消失不见了 谁也不会知道吧
明日が来るのだろう
明天依然会来临吧
わずか 世界のひとかけらに過ぎない
我仅仅是 这个世界的微小碎屑
ひとりを夜が包む
夜晚怀抱孤独的身影