★ 无向无环连通图=树
树上路径问题除了考虑树链剖分，还可以考虑离线树上差分。
树上路径差分：x到根+y到根-lca(x,y)到根+fa[lca(x,y)]到根
【最近公共祖先(LCA)】
http://blog.csdn.net/wendavidoi/article/details/50670052
void dfs(int x,int fa) { for(int i=1;(1<<i)<=deep[x];i++) f[x][i]=f[f[x][i-1]][i-1]; for(int i=first[x];i;i=e[i].from)if(e[i].v!=fa) { int y=e[i].v; f[y][0]=x; deep[y]=deep[x]+1; dfs(y,x); } } int find(int x,int y) { if(deep[x]<deep[y])swap(x,y); int d=deep[x]-deep[y]; for(int i=0;(1<<i)<=deep[x];i++) if((1<<i)&d)x=f[x][i]; if(x==y)return x; for(int i=20;i>=0;i--) if((1<<i)<=deep[x]&&f[x][i]!=f[y][i]) { x=f[x][i];y=f[y][i]; } return f[x][0]; }
无向边建两条，数组开大！
倍增数组的构造可以独立出来，只要第一重循环是倍增倍数就可以保证要用的已经算过。
事实证明，简单的路上路径问题用倍增比链剖更有优势。
性质：LCA其实就是两点到达根节点的路径的最近交点。
性质：树上n个点至多有n-1个LCA，就是每两个dfs序相邻点的LCA。
【树链剖分】
http://blog.csdn.net/y990041769/article/details/40348013
http://blog.csdn.net/acdreamers/article/details/10591443
为什么要把节点数多的子树作为重链？因为对于同一根，重链查询最快，而轻链必须跳一步才能到重链，这就最大程度减少跳跃次数。
假设最左端叶子节点要查询1次，则必须树大小为1*2+1=3；查询两次，树大小为3*2+1=7；也就是说对于节点数n的树剖分后查询的跳跃次数至多为log(n)次。
不过，如果要把链再放到线段树处理就是O(log2(n))了。
（模板）【BZOJ】1036 [ZJOI2008]树的统计Count
void dfs1(int x,int fa) { size[x]=1; for(int i=first[x];i;i=e[i].from) if(e[i].v!=fa) { int y=e[i].v; deep[y]=deep[x]+1; fa[y]=x; dfs1(y,x); size[x]+=size[y]; } } void dfs2(int x,int tp,int fa) { int k=0; pos[x]=++dfsnum; top[x]=tp; for(int i=first[x];i;i=e[i].from) if(e[i].v!=fa&&size[e[i].v]>size[k])k=e[i].v; if(k==0)return; dfs2(k,tp,x); for(int i=first[x];i;i=e[i].from) if(e[i].v!=fa&&e[i].v!=k)dfs2(e[i].v,e[i].v,x); } int find(int x,int y) { int sum=0; while(top[x]!=top[y])//while不是if { if(deep[top[x]]<deep[top[y]])swap(x,y)//比较顶点深度 sum+=seg_sum(1,pos[top[x]],pos[x]); x=fa[top[x]]; } if(pos[x]>pos[y])swap(x,y); lca=x; sum+=seg_sum(1,pos[x],pos[y]); return sum; }
过程：
<dfs1>计算子树节点数，同时记录深度和父亲。
<dfs2>分配pos编号并计算top链
<solve>top不同时深度大的往上靠（注意是比较top的深度！注意用while不是if！），同top后pos
求LCA：询问时u,v往同一条重链靠近，到达同一条重链时，pos较小的就是LCA。
【树的直径】
树上简单最长路，树上最远点对。
求树的直径：①从任意点BFS找到树的直径一端，再从该点BFS找到直径。②DP记录最深和次深，组合比较最长路。
拓展：树的直径相当于选择整棵树为点集的树上最远点对，故选定点集的树上最远点对也有以下性质。
性质：距离树上任意点的最远的点一定是直径的一端（因为直径的证明没有涉及选定点本身，所以任意点可以是点集外的点）。
【树上所有点的最远点】<1>第一次tree dp，得出f[i]表示i为根的子树的最深叶子路径，g[i]表示次深叶子路径。<2>第二次treedp，对于节点x，传下来s表示向上的最长路，所以s[x]=max(s,f[x])。遍历x儿子son[x]时s的传递：若f[son[x]]+1=f[x]则s=g[x]+2否则s=f[x]+2。
【树的重心】
引用自：关于树的重心的自我理解
重心的三个等价定义：
<1>最大的子树节点数最小
<2>子树节点数均<=sum/2（否则往子树移动，根往上这棵树更小）（当存在子树节点数为sum/2时，该子节点也为重心，即双重心）
<3>★所有点到重心的距离和最小
树形DP求重心：令d[i]为节点数，则d[i]=∑[j]+1，对于不同节点i，比较所有节点的max(d[j],n-d[i])的大小。
重心也可以基于点权定义，也就是d[i]=∑d[j]+w[i]，定义sum=∑w[i]，比较所有节点的max(d[j],sum-d[i])。
★例题：【BZOJ】3302: [Shoi2005]树的双中心 && 2103: Fire 消防站 && 2447: 消防站
【虚树】
当询问总数有限制时，我们可以对每个询问建虚树，每次复杂度为O(ki)，总复杂度O(Σki)。
虚树中保留特殊点和之间的LCA，根据k个点的相互LCA集合是按dfs排序后所有相邻点的LCA，可以快速求出虚树中的点。
然后按dfs序入栈，若栈顶不是当前点的祖先则弹出栈顶，若是则连边，如此可以快速建出虚树。
注意：垃圾回收保证复杂度。特殊点数组开两倍以存多余的LCA。