题意：给定 $n$ 个点的一棵树，要你把每条边定向（可以双向）或删除（即一共四种情况）。求是否存在一种方案，使得任意点 $u$ 都恰好可达 $l_u$ 个点。

首先我们发现一件事情：如果有边 $u-v$，无论 $l$ 是几都可能删掉，否则有 $l_u=l_v\Rarr u\lrarr v$，$l_u>l_v\Rarr u\rarr v$。

考虑树形 DP，$dp_{u,i}$ 表示点 $u$ 在它的子树中可达 $i$ 个点是否可能合法。

如果点 $u$ 是 $v$ 父亲，设辅助数组 $f_i$ 为上一个儿子的 $dp_{u,i}$，有树形背包的转移：

• $dp_{v,l_v}$ 为真：$dp_{u,i}\larr f_{i}$，表示删除边 $u-v$。
• $l_u=l_v$：$dp_{u,i+j}\larr f_i\wedge dp_{v,j}$，表示连双向边 $u\lrarr v$。
• $l_u>l_v$：$dp_{u,i+l_v}\larr f_i$，表示连边 $u\rarr v$。
• $l_u<l_v\wedge dp_{v,l_v-l_u}$：$dp_{u,i}\larr f_{i}$，表示连边 $u\larr v$。
• $l_u<l_v\wedge\neg(dp_{v,l_v-l_u}\vee dp_{v,l_v})$：直接输出 NO，表示 $u,v$ 又不能连又不能删。

时间复杂度 $O(n^2)$。 :::success[AC 代码]{open}

#include <bits/stdc++.h>
#define fi first
#define se second
#define mid ((l+r)>>1)
#define bmid ((l+r+1)>>1)
using namespace std;
using ll= long long;
const int N=5005,H=4000005,mod=1000000007;
template<typename tp>
void add(tp& x,ll y) {x=(x+y)%mod;}
vector<int> g[N];
int n,l[N],siz[N],dp[N][N];
void dfs(int u,int fa) {
	int f[N];
	siz[u]=1;
	dp[u][1]=1;
	for(int& v: g[u]) if(v!=fa) {
		dfs(v,u);
		fill(f,f+N,0);
		for(int i=0;i<N;i++)
			f[i]=dp[u][i],dp[u][i]=0;
		for(int i=0;i<=siz[u];i++) {
			if(dp[v][l[v]]) dp[u][i]|=f[i];
			if(l[u]==l[v])
				for(int j=0;j<=siz[v];j++)
					dp[u][i+j]|=f[i]&dp[v][j];
			else if(l[u]>l[v])
				dp[u][i+l[v]]|=f[i];
			else if(!dp[v][l[v]-l[u]]&&!dp[v][l[v]]) cout<<"NO",exit(0);
			else if(!dp[v][l[v]]) dp[u][i]|=f[i];
		}
		siz[u]+=siz[v];
	}
}
int main() {
	cin.tie(nullptr)->sync_with_stdio(false);
	cin>>n;
	for(int i=1;i<=n;i++)
		cin>>l[i];
	for(int u,v,i=1;i<n;i++) {
		cin>>u>>v;
		g[u].push_back(v);
		g[v].push_back(u);
	}
	dfs(1,0);
	cout<<(dp[1][l[1]]?"YES":"NO");
	return 0;
}

:::