解决LCA问题的三种算法

基础知识

最近公共祖先（Least Common Ancestors），简称 $\text{LCA}$ 。一棵有根树上两个结点 $u,v$ 的 $\text{LCA}(u,v)$ 指的是同为 $u$ 和 $v$ 的祖先中深度最大的那个结点。

如上图所示，根据定义，我们有 $\text{LCA}(1,2)=1 \\ \text{LCA}(2,5)=2 \\ \text{LCA}(7,8)=1 \\ \text{LCA}(6,14)=3 \\ \text{LCA}(10,15)=6$

为了避免使用复杂度为 $O(V^2)$ 的暴力算法找出两个结点的 $\text{LCA}$ ，我们现在提出三种算法。其中第一种，倍增，在线算法，预处理复杂度 $V\log V$ ，每次查询 $O(\log V)$ ；第二种，$\text{dfs+ST}$，在线算法，预处理复杂度 $O(V\log V)$ ，每次查询 $O(1)$ ；第三种， $\text{Tarjan}$ ，离线算法，复杂度 $O(V+Q)$ 。

倍增

这个算法应该是最容易想到的，因为它本质上属于暴力算法的优化版本，只是把暴力算法的一次只跳一步变为了一次跳 $2^k$ 步。算法使用数组 $\text{fa}[i][j]$ 表示结点 $i$ 的第 $2^j$ 个父亲，则有递推式 $\text{fa}[i][j]=\text{fa}[\text{fa}[i][j-1]][j-1]$ 即，结点 $i$ 的第 $2^j$ 个父亲是结点 $i$ 的第 $2^{j-1}$ 个父亲的第 $2^{j-1}$ 个父亲。

算法对于每一个询问 $(u,v)$ ，首先将 $u$ 和 $v$ 调整到同一个深度，然后同时向上跳，第一个一样的就是它们的 $\text{LCA}$ 。

代码实现如下：

const int MAXN=5e4+10;
const int DEG=20;
struct Edge{
    int to,next;
}edge[MAXN<<1];
int head[MAXN],tot;
void addedge(int u,int v){
    edge[tot]=(Edge){v,head[u]};
    head[u]=tot++;
    edge[tot]=(Edge){u,head[v]};
    head[v]=tot++;
}
void init(){
    tot=0;
    memset(head,-1,sizeof(head));
}
int fa[MAXN][DEG];
int dep[MAXN];
void bfs(int r){
    dep[r]=0;
    fa[r][0]=r;
    queue<int> Q;
    Q.push(r);
    while(!Q.empty()){
        int u=Q.front();Q.pop();
        for (int i=1;i<DEG;++i)
            fa[u][i]=fa[fa[u][i-1]][i-1];
        for (int i=head[u];~i;i=edge[i].next) {
            int v=edge[i].to;
            if (v==fa[u][0]) continue;
            dep[v]=dep[u]+1;
            fa[v][0]=u;
            Q.push(v);
        }
    }
}
int LCA(int u,int v){
    if (dep[u]>dep[v]) swap(u,v);
    int hu=dep[u],hv=dep[v];
    int uu=u,vv=v;
    for (int det=hv-hu,i=0;det;det>>=1,++i)
        if(det&1) vv=fa[vv][i];
    if (uu==vv) return uu;
    for (int i=DEG-1;i>=0;--i){
        if (fa[uu][i]==fa[vv][i]) continue;
        uu=fa[uu][i];
        vv=fa[vv][i];
    }
    return fa[uu][0];
}

$\text{dfs+ST}$

该算法的思想为，按照欧拉序存储结点的深度，则 $\text{LCA}(u,v)$ 就是欧拉序上 $u$ 所在位置到 $v$ 所在位置区间上的最小值。这可以用 $ST$ 表来解决，但数据结构的东西笔者暂时还不太熟，所以这个算法的细节以后有机会再补。

$\text{Tarjan}$

该算法的思想为，对于任意一个结点 $r$ ，处于 $r$ 的不同子树上的两个结点 $u,v$ ，一定有 $\text{LCA}(u,v)=r$ 。这个结论非常显然。首先， $r$ 是 $u,v$ 的共同祖先；其次，任何深度大于 $r$ 的结点都只会至多存在于 $r$ 的一棵子树中，不可能是既是 $u$ 的祖先又是 $v$ 的祖先，因而 $r$ 是 $u,v$ 的最近公共祖先。

因此，我们可以暂时忽略询问中 $u$ 和 $v$ 的具体位置，而只是关心它们是否在某结点的不同子树中。我们使用并查集存储不同的子树，对于不在同一个并查集中的两个结点，它们的 $\text{LCA}$ 即为这两个并查集的根的 $\text{LCA}$ 。需注意，并查集是动态变化的，因为子树的划分有多种，子树也有大小之分。我们应该从下往上、由小到大地将子树一棵棵合并，并在同时更新答案。

从具体的实现方式来说，算法按照 $\text{dfs}$ 序访问和合并结点，当访问到叶子结点 $u$ 时，对于询问 $\text{LCA}(u,v)$ ，如果 $v$ 已经被访问过，则用 $v$ 所在并查集的根的祖先更新 $\text{LCA}(u,v)$ ，然后一边回溯一边合并一边更新。

先不着急给出代码，我们使用一开始给出的那张图作为例子，假设我们要询问 $(1,2)$ ， $(2,5)$ ， $(7,8)$ ， $(6,14)$ ， $(10,15)$ 。

算法首先遍历 $1\rightarrow2\rightarrow5$ ，一路上设置 $\text{root}[u]=u$ 。当发现到叶子了，看询问，发现有一个 $(5,2)$ ，则更新答案 $\text{LCA}(5,2)=\text{root}(2)=2$ 。然后回溯，合并 $5$ 和 $2$ ，更新答案 $\text{LCA}(2,5)=\text{root}(5)=2$ 和 $\text{LCA}(2,1)=\text{root}(1)=1$。

接着是下一棵子树 $3\rightarrow6\rightarrow10$ ，同样的把 $\text{root}$ 一路设过去，到了 $10$ 。看询问，有个 $(10,15)$ ，但 $15$ 没被访问过，直接跳过。回溯，合并 $10$ 和 $6$ ，发现有个询问 $(6,14)$ ，但 $14$ 也没被访问过，同样跳过。

然后是子树 $11\rightarrow15$ ， $\text{root}$ 设过去，发现询问有 $(15,10)$ ，更新答案 $\text{LCA}(15,10)=\text{root}(10)=6$ 。回溯，合并 $15$ 和 $11$ 。

然后， $6$ 的子树都访问完了，合并 $6,11$ ，不需要更新答案，因为 $14$ 仍然没有访问到。往上， 再合并 $6,3$ ，也没有更新操作。

接着就是 $7\rightarrow12$ ，有个 $(7,8)$ 但还没访问，合并。$13$ ，合并。到了 $14$ ，终于更新了，答案为 $\text{LCA}(14,6)=\text{root}(6)=3$ 。回溯，合并合并再合并，目前为止， $3$ 的子树和 $2$ 的子树全和 $1$ 在同一个并查集里了。

最后是子树 $4\rightarrow8$ 和 $9$ ，需要更新的就是 $\text{LCA}(8,7)=\text{root}(7)=1$ 。

至此，图遍历完了，询问也都解答完了。使用的时间就是一趟 $\text{dfs}$ 和若干趟对询问的遍历，因此时间复杂度 $O(V+Q)$ 。

以下是算法的主要实现代码：

const int MAXN=5e4+10;
const int MAXQ=1e5+10;
int F[MAXN];
int root(int v){return (F[v]==v||F[v]==-1)?v:F[v]=root(F[v]);}
inline void Union(int u,int v){
    int r1=root(u),r2=root(v);
    if (r1!=r2) F[r1]=r2;
}
struct Edge{
    int to,next;
}edge[MAXN<<1];
int head[MAXN],tot;
void addedge(int u,int v){
    edge[tot]=(Edge){v,head[u]};
    head[u]=tot++;
    edge[tot]=(Edge){u,head[v]};
    head[v]=tot++;
}
struct Query{
    int to,next,idx;
}query[MAXQ<<1];
int qhead[MAXQ],qtot;
void addquery(int u,int v,int idx){
    query[qtot]=(Query){v,qhead[u],idx};
    qhead[u]=qtot++;
    query[qtot]=(Query){u,qhead[v],idx};
    qhead[v]=qtot++;
}
void init(){
    tot=qtot=0;
    memset(head,-1,sizeof(head));
    memset(qhead,-1,sizeof(qhead));
    memset(F,-1,sizeof(F));
}
int answer[MAXQ];
void Tarjan(int u){
    F[u]=u;
    for (int i=head[u];~i;i=edge[i].next){
        int v=edge[i].to;
        if (~F[v]) continue;
        Tarjan(v);
        Union(v,u);
    }
    for (int i=qhead[u];~i;i=query[i].next){
        int v=query[i].to;
        if (~F[v]) answer[query[i].idx]=root(v);
    }
}

$\text{Tarjan}$ 算法复杂度最低，代码也很简单，不易出错，对于可以离线的 $\text{LCA}$ 询问， $\text{Tarjan}$ 算法是首选。