題意
題解
我們發現,如果一棵樹的形態固定了,那麼藍線的方向一定是son[x]-x-fa[x],那麼我們就可以先隨便定一個根進行DP。
我們設表示以爲根的子樹中,且不作爲藍線的中點能夠得到的最大價值。同理,設表示以爲根的子樹中,作爲藍線的中點能夠得到的最大價值。
我們分別對於兩種情況分析。較爲簡單,對於一個,設爲之間的邊權,要使不作爲藍線的中點,則滿足爲藍線中點(即),或之間是紅線(即)。所以。
然後考慮爲中點的情況,顯然只能是一條藍線的中點,所以我們可以枚舉這條藍線連接的兒子(設爲),那麼其餘兒子依舊是按照的方式轉移,所以我們將初始化爲。對於,我們減去之前的貢獻,再加入藍線的貢獻。由於是中點,所以的貢獻即爲。綜上,。
說了這麼多,其實都只是在樹的結構固定的前提下進行的。當整棵樹的結構不確定時,我們就需要通過換根操作統計答案。我們發現換根對於大部分節點並沒有影響,於是我們就可以通過一些奇技淫巧進行換根。
我們考慮一個點的兒子變成了父親會發生什麼影響。首先這個兒子的貢獻消失了,隨之而來的可能是轉移方程中的最大值也消失了,所以我們就需要記錄次大值(經典套路)。同時當前點會變成兒子對原來的兒子(現在的父親)產生貢獻。
所以我們要在第一次DP中記錄一個表示在這個狀態的統計過程中,不考慮第個兒子得到的答案。對於直接從總和中減去;對於,維護次大值更新即可。
下面正式開始換根,我們在過程中,枚舉當前節點的兒子作爲整棵樹的根,此時值得注意的是,由於換根後,的父親會變成他的兒子,所以我們並不能直接在和兒子之間換根,而是應該先重新計算對的貢獻,然後再進行換根。具體操作可以看代碼,十分容易理解。
代碼
#include <bits/stdc++.h>
#define MAX 500005
#define INF 0x3f3f3f3f
#define c(x) (f[x][0]+cost[i]-max(f[x][0], f[x][1]+len[x])) //狀態轉移方程
using namespace std;
int n, cnt;
int head[MAX], vet[MAX], Next[MAX], cost[MAX];
void add(int x, int y, int w){
cnt++;
Next[cnt] = head[x];
head[x] = cnt;
vet[cnt] = y;
cost[cnt] = w;
}
int par[MAX], len[MAX];
int f[MAX][2]; //f[i][0]表示i不做中點,f[i][1]表示做中點
vector<int> son[MAX], dp[MAX][2], mx[MAX];
void dfs(int x, int fa){
f[x][0] = 0, f[x][1] = -INF;
int mx1 = -INF, mx2 = -INF;
for(int i = head[x]; i; i = Next[i]){
int v = vet[i];
if(v == fa) continue;
len[v] = cost[i], par[v] = x;
son[x].push_back(v);
dfs(v, x);
f[x][0] += max(f[v][0], f[v][1]+cost[i]);
if(c(v) > mx1) mx2 = mx1, mx1 = c(v); //記錄最大值和次大值
else if(c(v) > mx2) mx2 = c(v);
}
f[x][1] = f[x][0]+mx1;
for(int i = head[x]; i; i = Next[i]){
int v = vet[i];
if(v == fa) continue;
dp[x][0].push_back(f[x][0]-max(f[v][0], f[v][1]+cost[i]));
if(c(v) == mx1){ //通過最大值和次大值計算dp[x][1]
dp[x][1].push_back(dp[x][0].back()+mx2);
mx[x].push_back(mx2);
}
else{
dp[x][1].push_back(dp[x][0].back()+mx1);
mx[x].push_back(mx1);
}
}
}
int ans = 0;
void solve(int x){ //換根
for(int i = 0; i < son[x].size(); i++){
f[x][0] = dp[x][0][i], f[x][1] = dp[x][1][i];
if(par[x]){ //重新統計父親對x的貢獻。
f[x][0] += max(f[par[x]][0], f[par[x]][1]+len[x]);
f[x][1] = f[x][0] + max(mx[x][i], f[par[x]][0]+len[x]-max(f[par[x]][0], f[par[x]][1]+len[x]));
}
ans = max(ans, f[son[x][i]][0]+max(f[x][0], f[x][1]+len[son[x][i]]));
solve(son[x][i]);
}
}
int main()
{
cin >> n;
int x, y, w;
for(int i = 1; i < n; i++){
scanf("%d%d%d", &x, &y, &w);
add(x, y, w);
add(y, x, w);
}
dfs(1, 0);
solve(1);
cout << ans << endl;
return 0;
}