给一颗树，$1$ 号节点已经被染黑，其余是白的，两个人轮流操作，一开始 $B$ 在 $1$ 号节点，$A$ 选择 $k$ 个点染黑，然后 $B$ 走一步，如果 $B$ 能走到 $A$ 没染的节点则 $B$ 胜，否则当 $A$ 染完全部的点时，$A$ 胜。求能让 $A$ 获胜的最小的 $k$
我们发现这个 $k$ 是满足单调性的：即如果 $k$ 是一个合法的解，那么 $k+1$ 也一定合法，所以考虑二分 $k$
现在，我们考虑如果得到一个 $mid$，如何验证 $mid$ 是否合法呢 $?$
这个状态的设计不太好想：$f[i]$ 表示当 $B$ 到达 $i$ 节点且 $B$ 为后手时 $i$ 的子树中需要被染成黑色的最小数量(不考虑 $i$ 的染色情况）.
如果 $f[1]$ 小于等于 $k$ 的话，则合法.
考虑如何转移：
对于 $i$ 的所有子树来说，答案是 $sum_{vin son[i]}f[v]+1$
因为我们并不考虑一个节点自身的染色情况，所以所有儿子也必须都被提前染上色.
而由于 $B$ 是后手，$A$ 是先手，所以 $A$ 可以提前将 $k$ 个点先染完，所以：
$f[i]=max(0,sum_{vin son[i]}(f[v]+1)-k)$
每一次二分出一个 $k$ 就这么转移一下就好了.
#include <bits/stdc++.h>
#define N 300005
#define setIO(s) freopen(s".in","r",stdin)
using namespace std;
int n,edges,k;
int hd[N],to[N<<1],nex[N<<1],f[N];
void add(int u,int v)
{
nex[++edges]=hd[u],hd[u]=edges,to[edges]=v;
}
void dfs(int u,int ff)
{
int tot=0;
f[u]=-k;
for(int i=hd[u];i;i=nex[i])
{
int v=to[i];
if(v==ff) continue;
dfs(v,u);
f[u]+=f[v]+1;
}
// printf("%d %d
",u,f[u]);
f[u]=max(f[u], 0);
}
int main()
{
// setIO("input");
int i,j;
scanf("%d",&n);
for(i=1;i<n;++i)
{
int u,v;
scanf("%d%d",&u,&v),add(u,v),add(v,u);
}
int l=0,r=n,ans=n;
while(l<=r)
{
int mid=(l+r)>>1;
for(i=1;i<=n;++i) f[i]=0;
k=mid, dfs(1,0);
if(f[1]==0) ans=mid, r=mid-1;
else l=mid+1;
}
printf("%d
",ans);
return 0;
}