题目大意:
给你n个结点,最大步数k。接下来n个数字表示每个节点有多少个苹果,然后n-1行每行两个数,代表两个结点之间有边相连。读入多组数据,求在限定步数k内能吃到最多的苹果数。
对于这道题目,由于是个树形结构,又要求限定步数内的最大值,我们可以往dp方向联想,那正解就是树形dp了。我们用邻接表存图,并设back[n][k]代表从n结点出发,走k步所能获得的最大苹果数(回到n结点)。那么答案就是dp[1][k],为了求出dp数组,我们应当使用dfs。dfs(x,fa)代表从x结点出发,其父亲结点为fa♂。我们可以知道在k步过后最好让终止的结点不是最初的结点,也就是尽量让它留在子树里,所以设dp数组记录与back相同的内容,但它不回到n结点。由于不管走多少步根节点的苹果一定会被吃掉,所以初始化dp[x][k]=back[x][k]=apple[x]。枚举与父亲节点相邻的子节点,如果下一个节点是父亲结点就continue,不是则dfs下去。然后就把这个问题转化为分组背包,设x结点的一个子节点为now,走的步数为p,总步数为l,得到状态转移方程:back[x][l]=max(back[x][l],back[x][l-p-2]+back[now][p]); 注意,这里是l-p-2的原因是因为back数组最后会回到原点,去一次回来一次需要两步。重新枚举与父亲结点相邻的子节点,为了求dp数组我们需要设一个tmpback[k]的一维数组,代表去掉某个节点后,k步内可以走的最大步数。初始化tmpback[k]=apple[x]。我们想去掉y结点来求tmpback,所以再次枚举与x相邻的结点,设一个q结点与x相连且不为y,利用和求back类似的方法,求得tmpback状态转移方程为tmpback[l]=max(tmpback[l],tmpback[l-p-2]+back[q][p])。最后可以表示dp的状态转移方程dp[x][l]=max(dp[x][l],dp[now][l-p-1]+tmpback[p]) 注意这次的dp数组它不会返回父亲结点,所以只需要l-p-1就够了,最后得到正确的结果。