description

djq_cpp 是天下第一的。
djq_cpp 给了你一个 n 个点 m 条边的无向图（无重边自环），点标号为 1 ∼n。祂想要考考你，
有多少对整数对 (l, r) 满足：
• 1 ≤l ≤r ≤n
• 如果把区间 [l, r] 内的点以及它们之间的边保留下来，其他的点和边都扔掉，那么留下来的这张
图恰好是一条链。
注：链必须是连通的图。特别地，一个点的图也是链。

Input
第一行两个非负整数 n, m。
接下来 m 行每行两个正整数 u, v(1 ≤u, v ≤n, u ̸= v)，表示 u, v 之间有一条边。
保证图无重边自环。

Output
输出一个整数表示答案。

Sample
Input
3 3
1 2
2 3
3 1
Output
5
Explanation
(1, 1), (1, 2), (2, 2), (2, 3), (3, 3) 是符合条件的整数对。

Constraint
对于 10% 的数据，n, m ≤100。
对于 20% 的数据，n, m ≤1000。
对于 60% 的数据，n, m ≤50000。
对于另外 10% 的数据，保证每个点度数 ≤2。
对于 100% 的数据，1 ≤n ≤250000, 0 ≤m ≤250000。

solution

首先清楚为链的必要条件

点数减边数=1=1=1
无环
每个点度数≤2\le 2≤2

正解就是寻找辅助工具来判断点[l,r][l,r][l,r]内的所有边是否满足上面所有条件

实际上，三个条件可以分开保证后再合并

双指针法

考虑枚举点区间的右端点rrr

然后找到满足[l,r][l,r][l,r]内每个点度数都≤2\le 2≤2的最小的lll，记为f[r]f[r]f[r]

显然随着rrr的右移，lll只会变大不会变小

具体而言，利用度数did_idi，每次右端点+1+1+1后，加入新右端点连接的所有在[l,r+1][l,r+1][l,r+1]的边，并判断边连接两点是否度数超过222，如果超过就选择右移左端点，断掉原来左端点的所有已连边，直到度数不超过222才停止左端点右移

同理，双指针法

考虑枚举右端点rrr

然后找到满足[l,r][l,r][l,r]内所有边加入后无环的最小的lll，记为g[r]g[r]g[r]

显然随着rrr的右移，lll只会变大不会变小

具体而言，与维护度数本质上是完全一样的，但是这里涉及到了边的动态变化，那就不得不使用动态树LCT\text{LCT}LCT了，判断新右端点的边连接的两个点原本已经连接，这条边加入就会形成环，右移左端点，断掉原来左端点的所有已连边。这些完完全全就是LCT\text{LCT}LCT的模板专场了

为了满足以上两个条件，则真正的左端点是l=max⁡(g[r],f[r])l=\max(g[r],f[r])l=max(g[r],f[r])

最后就是必须是同一条链的连通性问题

要求点数减边数=1=1=1，就可以用线段树维护点数减边数最小值，再记录最小值的个数

具体而言，对于每一个右端点rrr，线段树叶子结点lll表示的意思是[l,r][l,r][l,r]区间内所有边都加入后，点数减边数的最小值。写法上，是将线段树与无环的判断放在一起写的

考场上硬刚LCT的人真的是强者

code

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define inf 0x3f3f3f3f
#define maxn 250005
int n, m, top, sta[maxn], pos[maxn], deg[maxn];
vector < int > G[maxn];namespace LCT {struct node { int son[2], fa, tag; }t[maxn];bool root( int x ) { return t[t[x].fa].son[0] ^ x and t[t[x].fa].son[1] ^ x; }void reverse( int x ) { swap( t[x].son[0], t[x].son[1] ); t[x].tag ^= 1; }void pushdown( int x ) {if( ! t[x].tag ) return;if( t[x].son[0] ) reverse( t[x].son[0] );if( t[x].son[1] ) reverse( t[x].son[1] );t[x].tag ^= 1;}void rotate( int x ) {int fa = t[x].fa;int Gfa = t[fa].fa;int d = t[fa].son[1] == x;if( ! root( fa ) ) t[Gfa].son[t[Gfa].son[1] == fa] = x;t[x].fa = Gfa;if( t[x].son[d ^ 1] ) t[t[x].son[d ^ 1]].fa = fa;t[fa].son[d] = t[x].son[d ^ 1];t[x].son[d ^ 1] = fa;t[fa].fa = x;}void splay( int x ) {sta[++ top] = x; int y = x;while( ! root( y ) ) sta[++ top] = y = t[y].fa;while( top ) pushdown( sta[top --] );while( ! root( x ) ) {int fa = t[x].fa, Gfa = t[fa].fa;if( ! root( fa ) ) (t[Gfa].son[0] == fa) ^ (t[fa].son[0] == x) ? rotate( x ) : rotate( fa );rotate( x ); }}void access( int x ) { for( int son = 0;x;son = x, x = t[x].fa ) splay( x ), t[x].son[1] = son; }void makeroot( int x ) { access( x ); splay( x ); reverse( x ); }void split( int x, int y ) { makeroot( x ); access( y ); splay( y ); }void link( int x, int y ) { makeroot( x ); t[x].fa = y; }void cut( int x, int y ) { split( x, y ); t[x].fa = t[y].son[0] = 0; }int findroot( int x ) { access( x ); splay( x ); while( t[x].son[0] ) pushdown( x ), x = t[x].son[0]; splay( x ); return x; }bool check( int x, int y ) { makeroot( x ); return findroot( y ) == x; }
}struct node { int ans, cnt, tag; }t[maxn << 2];
namespace SGT {#define lson now << 1#define rson now << 1 | 1#define mid  (l + r >> 1)node operator + ( node x, node y ) {if( x.ans < y.ans ) return x;else if( x.ans > y.ans ) return y;else { x.cnt += y.cnt; return x; }}void pushdown( int now ) {if( ! t[now].tag ) return;t[lson].ans += t[now].tag;t[lson].tag += t[now].tag;t[rson].ans += t[now].tag;t[rson].tag += t[now].tag;t[now].tag = 0;}void build( int now, int l, int r ) {t[now] = { 0, 1, 0 };if( l == r ) return;build( lson, l, mid );build( rson, mid + 1, r );t[now] = t[lson] + t[rson];}void modify( int now, int l, int r, int L, int R, int v ) {if( R < l or r < L ) return;if( L <= l and r <= R ) { t[now].ans += v; t[now].tag += v; return; }pushdown( now );modify( lson, l, mid, L, R, v );modify( rson, mid + 1, r, L, R, v );t[now] = t[lson] + t[rson]; t[now].tag = 0; //因为重载的写法问题 t[now]=t[lson]/t[rson] 会把儿子的懒标记也赋过来 但实际上now这里是不该存在懒标记的}node query( int now, int l, int r, int L, int R ) { if( r < L or R < l ) return { inf, 0, 0 };if( L <= l and r <= R ) return t[now];pushdown( now );return query( lson, l, mid, L, R ) + query( rson, mid + 1, r, L, R );}
}int main() {scanf( "%d %d", &n, &m );for( int i = 1, u, v;i <= m;i ++ ) {scanf( "%d %d", &u, &v );G[u].push_back( v );G[v].push_back( u );}for( int r = 1, l = 1;r <= n;r ++ ) {//枚举位置r作为右端点 //双指针l求出最远的满足度数<=2的条件sort( G[r].begin(), G[r].end() );for( int i : G[r] ) { //把每条r相连的属于[l,r]的边加进来 if( i > r ) break;while( l <= i and ( deg[i] == 2 or deg[r] == 2 ) ) {//在加这条边之前 两点度数就已经等于2 加了过后肯定不满足度数<=2的条件//这个时候说明l左端点应当右移//知道两点度数都<2为止 for( int j : G[l] )if( l < j and ( j < r or ( j == r and l < i ) ) )deg[l] --, deg[j] --;l ++;}if( l <= i ) deg[i] ++, deg[r] ++;//这条边还在调整后新区间内[l',r]内才真的加入}pos[r] = l;}SGT :: build( 1, 1, n );long long ans = 0;for( int r = 1, l = 1;r <= n;r ++ ) {SGT :: modify( 1, 1, n, 1, r, 1 );for( int i : G[r] ) {if( i > r ) break;while( l <= i and LCT :: check( i, r ) ) {for( int j : G[l] )if( l < j and ( j < r or ( j == r and l < i ) ) )LCT :: cut( l, j );/*不能写成if(l<j and j<= r) 上面同理因为新加一条边是i-r有可能i就恰好是l发现i和r已经联通就必须去除掉l连接的边l里面就会访问到l-r这条边 但是这里还没有加错误写法就会删去一条根本没加过的边导致错误 */l ++;}if( l <= i ) LCT :: link( i, r );SGT :: modify( 1, 1, n, 1, i, -1 );}pos[r] = max( pos[r], l );node now = SGT :: query( 1, 1, n, pos[r], r );if( now.ans == 1 ) ans += now.cnt;}printf( "%lld\n", ans );return 0;
}

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天下第一 txdy (LCT+双指针+线段树）

天下第一 txdy

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