夜雨聆风卸载 OpenClaw
最近最火的全民性话题，除了石油，就是 OpenClaw（小龙虾）。
而 OpenClaw 里最大的话题，就是上门安装，前天我们 聊了，腾讯方面组织了现场免费安装，在工作日引来了上千人到场，而美团则联手了联想百应，推出了费用高达 395/695 的上门服务。
但这两家大厂，其实都不是最早推出上门服务的，最早推出的，其实是一些"民间"玩家。
根据地区不同，上门安装费用从 100~1000 不等。
但这两天，这些最早提供上门安装服务的猎金者，又有了新的热门生意，就是「上门卸载 OpenClaw」。
是的，你没听错，这种钱，ta 们不仅能挣，甚至还能挣两遍 🤣🤣🤣
这 OpenClaw 之所以在大众里，要得快，去得快，对应回来，无非就是"跟风"和"风险"。
大家听说装了 OpenClaw 是智能安装助手，上门安装都要大几百的，一旦看到有免费安装机会，或者有通俗易懂的教程，马上就装了，生怕享受完了。
但对于当中原理和风险，毫不知晓，不少人直接就是拿自己的主力机去安装了。
这几天，随着各类官号频繁提示风险，以及一些"OpenClaw 自动给人发红包"的鬼故事持续发酵，不少人产生了卸载需求 🤣🤣
根据我对网上"对 OpenClaw 祛魅"的人的总结，无非是如下几类：
带着对 OpenClaw 的期待来下载，没过两天，发现自己根本没有什么任务可以交给 OpenClaw 做 吃过 OpenClaw 风险的亏，例如被错删资料，乱搞系统，错发邮件 还没正式大面积使用 OpenClaw，但其实被最近的各类风险提示和鬼故事吓到了，尤其是目前 OpenClaw 还跑在了主力机上面
后两者，是付费卸载的主力用户。
299，上门卸载，包售后一个月，干净无残留：
集体养虾，又集体杀虾，而且这都是本周发生的，世界真魔幻。
题目描述
平台：LeetCode
题号：310
树是一个无向图，其中任何两个顶点只通过一条路径连接。
换句话说，一个任何没有简单环路的连通图都是一棵树。
给你一棵包含 个节点的树，标记为 到 。给定数字 和一个有 条无向边的 edges 列表（每一个边都是一对标签），其中 表示树中节点 和 之间存在一条无向边。
可选择树中任何一个节点作为根。当选择节点 作为根节点时，设结果树的高度为 。在所有可能的树中，具有最小高度的树（即，min(h)）被称为 最小高度树 。
请你找到所有的 「最小高度树」 并按 「任意顺序」 返回它们的根节点标签列表。
树的 「高度」 是指根节点和叶子节点之间最长向下路径上边的数量。
示例 1：
输入：n = 4, edges = [[1,0],[1,2],[1,3]]输出：[1]解释：如图所示，当根是标签为 1 的节点时，树的高度是 1 ，这是唯一的最小高度树。示例 2：
输入：n = 6, edges = [[3,0],[3,1],[3,2],[3,4],[5,4]]输出：[3,4]提示：
所有 互不相同 给定的输入保证是一棵树，并且不会有重复的边
树形 DP
这是一道树形 DP 模板题。
当确定以某个点为根节点时，整棵树的形态唯一固定，不妨以编号为 的节点作为根节点进行分析。
假设当前处理到的节点为 u，其是从父节点 fa 遍历而来，且将要遍历的子节点为 j。
即树的形态如图所示（一些可能有的出边用虚线表示）：
「树形 DP 问题通常将问题根据「方向」进行划分」。
对于当前处理到的节点 u 而言，我们根据是否考虑「从 fa 到 u 的出边」将其分为「往上」和「往下」两个方向。
假设我们可以通过 DFS 预处理出 数组和 数组：
代表在以 号点为根节点的树中，以 u节点为子树根节点时，往下的最大高度代表在以 号点为根节点的树中，以 u节点为子节点时，往上的最大高度
那么最终以 u 为根节点的最大高度为 。
只需要简单的 DFS 即可处理出来。对于 而言，其同样包含「往上」和「往下」两部分：
对于经过 fa后接着往上的部分有对于经过 fa后转而往下的部分，我们需要考虑「fa节点往下的最大值 」是否由u节点参与而来进行分情况讨论：如果 本身不由 u参与，那么 应当是fa节点往下的最大值 而来（ 代表加上fa到u的边）如果本身 fa往下的最大值由u节点参与，此时应当使用fa往下的次大值 来更新
因此我们需要对 数组进行拆分，拆分为记录「最大值的 数组」和记录「次大值的 数组（注意这里的次大值是非严格的次大值）」，同时使用 数组记录下取得 时 u 的子节点 j 为何值。
实现上，在处理「往上」方向的 DFS 时，为避免对 fa 节点为空的处理，我们可以将「用 fa 来更新 u」调整为「用 u 来更新 j」。
Java 代码：
classSolution{int N = 20010, M = N * 2, idx = 0;int[] he = newint[N], e = newint[M], ne = newint[M];int[] f1 = newint[N], f2 = newint[N], g = newint[N], p = newint[N];voidadd(int a, int b){ e[idx] = b; ne[idx] = he[a]; he[a] = idx++; }public List<Integer> findMinHeightTrees(int n, int[][] edges){ Arrays.fill(he, -1);for (int[] e : edges) {int a = e[0], b = e[1]; add(a, b); add(b, a); } dfs1(0, -1); dfs2(0, -1); List<Integer> ans = new ArrayList<>();int min = n;for (int i = 0; i < n; i++) {int cur = Math.max(f1[i], g[i]);if (cur < min) { min = cur; ans.clear(); ans.add(i); } elseif (cur == min) { ans.add(i); } }return ans; }intdfs1(int u, int fa){for (int i = he[u]; i != -1; i = ne[i]) {int j = e[i];if (j == fa) continue;int sub = dfs1(j, u) + 1;if (sub > f1[u]) { f2[u] = f1[u]; f1[u] = sub; p[u] = j; } elseif (sub > f2[u]) { f2[u] = sub; } }return f1[u]; }voiddfs2(int u, int fa){for (int i = he[u]; i != -1; i = ne[i]) {int j = e[i];if (j == fa) continue;if (p[u] != j) g[j] = Math.max(g[j], f1[u] + 1);else g[j] = Math.max(g[j], f2[u] + 1); g[j] = Math.max(g[j], g[u] + 1); dfs2(j, u); } }}时间复杂度： 空间复杂度：
补充
可能会初次接触「树形 DP」的同学不太理解，这里再补充说明一下。
归根结底，以 u 为根节点的最大深度，必然是下面三种情况之一（往下、往上 和 往上再往下）。
其中对 数组的拆分（变为 和 ）以及记录取得 对应的子节点 ，目的都是为了能够正确统计「往上再往下」的情况（统计该情况时，不能考虑从 fa 经过 u 的路径，因此需要记录一个非严格的次大值 ）。
最后
巨划算的 LeetCode 会员优惠通道目前仍可用 ~
使用福利优惠通道 leetcode.cn/premium/?promoChannel=acoier，年度会员 有效期额外增加两个月，季度会员 有效期额外增加两周，更有超大额专属 🧧 和实物 🎁 福利每月发放。
我是宫水三叶，每天都会分享算法知识，并和大家聊聊近期的所见所闻。
欢迎关注，明天见。
