bzoj 1912: [Apio2010]patrol 巡逻【不是dp是枚举+堆】

我是智障系列。用了及其麻烦的方法= =其实树形sp就能解决
设直径长度+1为len（环长）
首先k=1，直接连直径两端就好，答案是2*n-len
然后对于k=2，正常人的做法是树形dp：先求直径，然后把树的直径上的所有边权标为-1，再求一次直径设新直径+1为len2，答案是2*(n−1)−len−len2。
然后zz的做法是分两种情况：
len=n，直接输出n+1（因为要加个自环）
否则，答案可能从两种情况产生：
新选出的链两端在都原直径环某一个节点下面，这样的情况可以直接求这个节点子树的直径+1为mx，用2*n-len-mx+2（化简后）
或者要经过一段原直径dis，注意新加的边不算，用一个优先队列维护直径上第j个的最大深度mx，按mx+j排序，每次扫到一个点j，用2*n-len+3-(q.top().first+mx-j)更新答案即可

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<queue>
using namespace std;
const int N=100005,inf=1e9;
int n,m,h
,cnt,de
,mx,s,t,fa
,len,q
,top,ans=inf,p
;
bool v
;
struct qwe
{
int ne,to;
}e[N<<1];
int read()
{
int r=0,f=1;
char p=getchar();
while(p>'9'||p<'0')
{
if(p=='-')
f=-1;
p=getchar();
}
while(p>='0'&&p<='9')
{
r=r*10+p-48;
p=getchar();
}
return r*f;
}
void add(int u,int v)
{
cnt++;
e[cnt].ne=h[u];
e[cnt].to=v;
h[u]=cnt;
}
void dfs(int u,int fat,int len)
{
fa[u]=fat;
if(len>mx)
mx=len,s=u;
for(int i=h[u];i;i=e[i].ne)
if(e[i].to!=fat&&!v[e[i].to])
dfs(e[i].to,u,len+1);
}
int main()
{
n=read(),m=read();
for(int i=1;i<n;i++)
{
int x=read(),y=read();
add(x,y),add(y,x);
}
dfs(1,0,1);
t=s;
mx=0;
dfs(s,0,1);
len=mx;
if(m==1)
{
printf("%d\n",2*n-len);
return 0;
}
if(len==n)
{
printf("%d\n",n+1);
return 0;
}
for(int x=s;x;x=fa[x])
v[x]=1,q[++top]=x;//,cerr<<x<<" ";cerr<<endl;
priority_queue<pair<int,int> >qq;
for(int j=1;j<=top;j++)
{
mx=0;
dfs(q[j],0,1);
if(mx>1)
{
if(!qq.empty())
ans=min(ans,2*n-len+3-(qq.top().first+mx-j));
qq.push(make_pair(mx+j,j));
}
}
for(int j=1;j<=top;j++)
{
mx=0;
dfs(q[j],0,1);
if(mx==1)
continue;
v[q[j]]=0;
mx=0;//cerr<<q[j]<<" "<<s<<" ";
dfs(s,0,1);//cerr<<mx<<endl;
ans=min(ans,2*n-len-mx+2);
v[q[j]]=1;
}
printf("%d\n",ans);
return 0;
}