[CTSC2016]时空旅行（斜率优化+线段树分治）

洛谷题目传送门

解题思路

首先发现只有xxx和ccc是有用的
这些时空构成了一棵树，我们实际上要找一个点iii，满足对于给出的XXX
min((X−xi)2+ci)min((X-x_i)^2+c_i)min((X−xi)2+ci)
根据斜率优化的套路
我们展开式子
ans=(X−xi)2+ci=X2−2xiX+xi2+cians=(X-x_i)^2+c_i=X^2-2x_iX+x_i^2+c_ians=(X−xi)2+ci=X2−2xiX+xi2+ci
xi2+ci=ans+2∗xi∗X−X2x_i^2+c_i=ans+2*x_i*X-X^2xi2+ci=ans+2∗xi∗X−X2
那么可以把每个星球看成一个点(2×xi,xi2+ci)(2\times x_i,x_i^2+c_i)(2×xi,xi2+ci)然后用一条斜率为XXX的凸包截这些点，所能获得的最大截距
我们只需要维护一个上凸壳就行了
然后我们就得到了一个思路
我们建立一颗以树的dfsdfsdfs为序列的线段树，这样每个星球存在的范围是若干区间，并对于每个区间都维护一个上凸壳，然后为了更方便的建立凸包，我们先把xxx坐标排序，然后再把每个星球插入到它在线段树上存在的区间里
查询的时候如果在线的话每次可能吧整个凸包遍历一遍
所以我们把这些询问按照询问的斜率排序，然后对于每个节点记录一个cur[x]cur[x]cur[x]表示当前扫描到了这个凸包的那个点，因为排过序了所以不可能访问之前的点，也就是说最多访问整个树的凸包一遍，而每个点最多在O(logn)O(logn)O(logn)个区间里，所以我们的复杂度为O(nlogn)O(nlogn)O(nlogn)
对于怎么处理每个星球在线段树上的区间，可以这样考虑
首先对于dfsdfsdfs序来说，第一个有这个星球的节点就是这个星球出现的位置
所以星球只可能在这个节点的子树内出现了
然后之后每次出现的时候，就代表删除，所以这个点的子树内的点都没有这个星球，记录一下上一次出现的位置，那么当前区间就是[edlast+1,dfni][ed_{last}+1,dfn_i][edlast+1,dfni]

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long LL;
const int N = 5e5+7;
typedef double db;
const LL INF = 1e18+7;
inline LL read()
{int X=0; bool flag=1; char ch=getchar();while(ch<'0'||ch>'9') {if(ch=='-') flag=0; ch=getchar();}while(ch>='0'&&ch<='9') {X=(X<<1)+(X<<3)+ch-'0'; ch=getchar();}if(flag) return X;return ~(X-1);
}
int n,m;
LL C[N],X[N];
int note[N];
struct edge
{int y,next;
}e[2*N];
struct point
{LL x,y;
}p[N];
struct Query
{int X,s,id;
}Q[N];
point Point(LL x,LL y)
{return (point){x,y};
}
int link[N],t=0;
void add(int x,int y)
{e[++t].y=y;e[t].next=link[x];link[x]=t;
}
int dfn[N],End[N],tot=0;
vector<int> G[N];
int id[N];
void dfs(int x)
{dfn[x]=++tot;G[note[x]].push_back(x);for(int i=link[x];i;i=e[i].next){int y=e[i].y;dfs(y);}End[x]=tot;
}
bool cmp(int i,int j)
{if(X[i]==X[j]) return C[i]>C[j];return X[i]<X[j];
}
bool cmp2(Query a,Query b)
{return a.X<b.X;
}
vector<int> A[N*4];
db slope(int i,int j)
{return (db)(p[j].y-p[i].y)/(p[j].x-p[i].x);
}
void Add(int k,int i)
{int sz=A[k].size();while(sz>1&&(p[A[k][sz-1]].y-p[A[k][sz-2]].y)*(p[i].x-p[A[k][sz-1]].x)>=(p[i].y-p[A[k][sz-1]].y)*(p[A[k][sz-1]].x-p[A[k][sz-2]].x)){sz--;A[k].pop_back();}A[k].push_back(i);return;
}
void Insert(int k,int l,int r,int L,int R,int i)
{if(L<=l&&r<=R){Add(k,i);return;}int mid=(l+r)>>1;if(L<=mid) Insert(k<<1,l,mid,L,R,i);if(R>mid) Insert(k<<1|1,mid+1,r,L,R,i);
}
int cur[N*4];
LL Ask(int k,int l,int r,int x,int K)
{LL res=INF;int sz=A[k].size();if(sz){while(cur[k]<sz-1&&p[A[k][cur[k]+1]].y-p[A[k][cur[k]]].y<1ll*K*(p[A[k][cur[k]+1]].x-p[A[k][cur[k]]].x)) {++cur[k];}res=p[A[k][cur[k]]].y-p[A[k][cur[k]]].x*K+1ll*K*K;}if(l==r) return res;int mid=(l+r)>>1;if (x<=mid) return min(res,Ask(k<<1,l,mid,x,K));else return min(res,Ask(k<<1|1,mid+1,r,x,K));
}
void Build()
{for(int i=1;i<=n;i++){int x=id[i];if(!G[x].empty()){p[i]=Point(2ll*X[x],1ll*X[x]*X[x]+C[x]);int lst=dfn[G[x][0]];int siz=G[x].size();for(int j=1;j<siz;j++){int y=G[x][j];Insert(1,1,n,lst,dfn[y]-1,i);lst=End[y]+1;}if(lst<=End[G[x][0]]) Insert(1,1,n,lst,End[G[x][0]],i);}}
}
LL Ans[N];
int main()
{n=read();m=read();C[1]=read();note[1]=1;for(int i=2;i<=n;i++){int opt=read(),ex;if(opt==0){int Fa=read()+1,id=read()+1;X[id]=read();ex=read();ex=read();C[id]=read();add(Fa,i);note[i]=id;}else{int Fa=read()+1,id=read()+1;add(Fa,i);note[i]=id;}}dfs(1);for(int i=1;i<=n;i++) id[i]=i;sort(id+1,id+n+1,cmp);Build();for(int i=1;i<=m;i++){int s=read()+1,x=read();Q[i]=(Query){x,dfn[s],i};}sort(Q+1,Q+m+1,cmp2);for(int i=1;i<=m;i++)Ans[Q[i].id]=Ask(1,1,n,Q[i].s,Q[i].X);for(int i=1;i<=m;i++)printf("%lld\n",Ans[i]);return 0;
}

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