从多种角度看[BZOJ 1061] [NOI 2008]志愿者招募(费用流)
从多种角度看[BZOJ 1061] [NOI 2008]志愿者招募(费用流)
题面
申奥成功后，布布经过不懈努力，终于成为奥组委下属公司人力资源部门的主管。布布刚上任就遇到了一个难题：为即将启动的奥运新项目招募一批短期志愿者。经过估算，这个项目需要N 天才能完成，其中第i 天至少需要Ai 个人。 布布通过了解得知，一共有M 类志愿者可以招募。其中第i 类可以从第Si 天工作到第Ti 天，招募费用是每人Ci 元。新官上任三把火，为了出色地完成自己的工作，布布希望用尽量少的费用招募足够的志愿者，但这并不是他的特长！于是布布找到了你，希望你帮他设计一种最优的招募方案。
分析
感觉这个问题已经成为一个经典套路了。先把问题形式化:
给出一条直线上的\(n\)个点，\(m\)个区间\([l_i,r_i]\)。选一些区间覆盖这条直线，使得每个点至少被覆盖\(a_i\)次，每个区间可以被用来覆盖多次,每覆盖一次的代价为\(c_i\).求最小代价。
接下来我们将从多个角度建图:
从流量守恒的角度理解
这里先给出建图方式,记\((u,v,w,c)\)表示从\(u\)到\(v\)连一条容量为\(w\),费用为\(c\)的有向边:
- 建立源汇点\(s,t\),连边\((s,1,+\infty,0),\ (n+1,t,+\infty,0)\)
- 对于每个区间\([l_i,r_i]\),连边\((l_i,r_i+1,+\infty,c_i)\)
- 对于每个点\(i\),连边\((i,i+1,\infty-a_i)\)
对于每个区间\([l_i,r_i]\),连边\((l_i,r_i+1,+\infty,c_i)\)不难理解，+1是为了把覆盖点转化成覆盖边。比如\(l_i=r_i\)时区间\([l_i,r_i]\)正好就覆盖了\(a_{l_i}\)所在的那条边。
如何理解\(\infty-a_i\)？我们考虑到覆盖点\(i\)的每个区间，每个区间的使用次数加起来\(\geq a_i\).也就是说，跨过边\((i,i+1)\)的那些边的流量之和至少为\(a_i\).
现在我们要保证上面的条件。注意到我们从源点流出的流量为\(+\infty\),流入汇点的流量也是\(+\infty\)。对于一条边\((i,i+1,\infty-a_i,0)\)，它最多只能流掉\(\infty-a_i\)的流量。而为了保证流量守恒，跨过它的边至少要流掉剩下\(a_i\)的流量，否则总流量就不是\(\infty\)了。这样的话，跨过\((i,i+1)\)的边的流量之和就至少为\(a_i\)了。满足了上面的条件。
如果不好理解可以看图，假如a[2]=3,那么(2,3)上面的两条边就需要流掉3的流量，否则流量就不守恒了。
从线性规划的角度理解
对于一些不太好直接想到建图的问题，我们可以数学建模，列出方程然后用线性规划求解。这样的好处是思维量较小，只要做代数变换就可以建图，而不用考虑建图的实际意义。
对于每个区间，我们设它的覆盖次数为\(x_i\),那么对于每个点\(i\),我们有:
把不等式转化为等式,添加辅助变量\(y_i(y_i \geq 0)\)
用\(p_i\)减去\(p_{i-1}\)(特别地，我们规定\(p_0=0,p_{n+1}=0\)),得到:
\(p_i-p_{i-1}=\sum_{l_j \leq i \leq r_j} x_j - \sum_{l_j \leq i-1 \leq r_j}x_j -y_i+y_{i-1}=a_i-a_{i-1}\)
我们会发现，\(x_j\)的系数为正当且仅当区间\([l_j,r_j]\)的左端点在\(i\).因为这样第二个和式里一定没有\(x_j\)
\(x_j\)的系数为负当且仅当\([l_j,r_j]\)的右端点在\(i-1\),因为这样第一个和式里一定没有\(x_j\)
其他的\(x_j\)均被消掉
这样的话，每个变量都只在两个式子中出现了,而且一次为正，一次为负。所有等式右边和为0 .
我们举个例子来理解
例子来自byvoid巨佬的博客
一共需要4天，四天需要的人数依次是4,2,5,3。有5类志愿者，如下表所示：
种类 1 2 3 4 5 时间 [1,2] [1,1] [2,3] [3,3] [3,4] 费用 3 4 3 5 6 根据我们上面的描述，可以列出式子
\[\begin{cases} p_1= x_1 + x_2 - y_1 = 4 \\ p_2 = x_1 + x_3 - y_2 = 2\\ p_3 = x_3 + x_4 +x_5 - y_3 =5\\ p_4 = x_5 - y_4 = 3 \end{cases} \]然后做差
\[\begin{cases} p_1 -p_0 = x_1 + x_2 - y_1 = 4 \\ p_2 - p_1 = x_3 - x_2 -y_2 +y_1 = -2 \\ p_3 - p_2 = x_4 + x_5 - x_1 - y_3 + y_2 =3 \\p_4 - p_3 = - x_3 - x_4 + y_3 - y_4 = -2 \\p_5 - p_4 = - x_5 + y_4 = -3 \\ \end{cases} \]容易发现,每个变量都只在两个式子中出现了,而且一次系数为正，一次系数为负。所有等式右边的常数之和为0 .
我们最终的目的是在上面方程组的约束条件下最优化目标函数 \(\sum_{j=1}^m x_j c_j\)。这里当然可以用单纯形算法解决，但是本人太弱不会，于是考虑建图跑网路流解决。
根据网络流中每个点流量平衡的思想，我们可以把\(-x_i\)看成从点\(i\)流出\(x_i\)的流量，\(+x_i\)看成流入\(x_i\)的流量。等式为0就代表流量平衡。
-
每个等式为图中一个顶点，添加源点S和汇点T。
-
如果一个等式右边为非负整数c，从源点S向该等式对应的顶点连接一条容量为c，权值为0的有向边；如果一个等式右边为负整数c，从该等式对应的顶点向汇点T连接一条容量为c，权值为0的有向边。
-
如果一个变量\(x_i\)在第j个等式中出现为\(x_i\)，在第k个等式中出现为\(-x_i\)，且在目标函数里的系数为\(c_i\),从顶点j向顶点k连接一条容量为\(+\infin\)，费用为\(c_i\)的有向边。
-
如果一个变量\(y_i\)在第j个等式中出现为\(y_i\)，在第k个等式中出现为\(-y_i\)，且在目标函数里没有出现，从顶点j向顶点k连接一条容量为\(+\infin\)，权值为0的有向边。
具体到这个问题上，最终的建图方案是:
-
建立源点S=0,汇点T=n+2
-
若\(a_i-a_{i-1}>0\) 连边\((S,i,a_i-a_{i-1},0)\),否则连边\((i,T,a_{i-1}-a_{i},0)\).(\(i \in[1,n+1],a_0=a_{n+1}=0\))
-
对于每个区间\([l_j,r_j]\),连边\((l_j,r_j+1,+\infin,c_i)\) (对应方程中的\(x\))
-
对于\(i \in [1,n]\) 连边\([i+1,i, +\infty,0]\) (对应方程中的\(y\))
从有上下界网络流来理解
记\((u,v,[l,r],c)\)表示从\(u\)到\(v\),流量范围\([l,r]\),费用\(c\)的边
那么我们对于每天连边\((i,i+1,[a_i,+\infty],0)\),每个区间连边\((r+1,l,[0,+\infty],c)\),跑无源汇有上下界费用流
由于流量守恒,每天的边会被区间构成的环覆盖\(\geq a_i\)次.又因为是无源汇,每个点流量都守恒,可以保证\(1\)和\(n\)都被覆盖到。可以发现,带上下界的做法往往是最直观的。
代码
第一种建图:
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<queue>
#define INF 0x3f3f3f3f
#define maxn 50000
#define maxm 500000
using namespace std;
inline void qread(int &x){
x=0;
int sign=1;
char c=getchar();
while(c<'0'||c>'9'){
if(c=='-') sign=-1;
c=getchar();
}
while(c>='0'&&c<='9'){
x=x*10+c-'0';
c=getchar();
}
x=x*sign;
}
int n,m;
struct edge {
int from;
int to;
int next;
int flow;
int cost;
} E[maxm*2+5];
int sz=1;
int head[maxn+5];
int pre[maxn+5];
int minf[maxn+5];
int dist[maxn+5];
int inq[maxn+5];
void adde(int u,int v,int w,int c) {
sz++;
E[sz].from=u;
E[sz].to=v;
E[sz].flow=w;
E[sz].cost=c;
E[sz].next=head[u];
head[u]=sz;
}
void add_edge(int u,int v,int w,int c){
// printf("%d->%d vol=%d cost=%d\n",u,v,w,c);
adde(u,v,w,c);
adde(v,u,0,-c);
}
int spfa(int s,int t){
queue<int>q;
memset(dist,0x3f,sizeof(dist));
memset(inq,0,sizeof(q));
q.push(s);
dist[s]=0;
inq[s]=1;
while(!q.empty()){
int x=q.front();
q.pop();
inq[x]=0;
for(int i=head[x];i;i=E[i].next){
int y=E[i].to;
if(E[i].flow){
// printf("%d %d\n",x,y);
if(dist[y]>dist[x]+E[i].cost){
dist[y]=dist[x]+E[i].cost;
minf[y]=min(minf[x],E[i].flow);
pre[y]=i;
if(!inq[y]){
inq[y]=1;
q.push(y);
}
}
}
}
}
if(dist[t]==INF) return 0;
else return 1;
}
void update(int s,int t){
int x=t;
while(x!=s){
int i=pre[x];
E[i].flow-=minf[t];
E[i^1].flow+=minf[t];
x=E[i^1].to;
}
}
int mcmf(int s,int t){
int maxcost=0,maxflow=0;
memset(minf,0x3f,sizeof(minf));
while(spfa(s,t)){
update(s,t);
maxcost+=minf[t]*dist[t];
maxflow+=minf[t];
}
return maxcost;
}
int a[maxn+5];
int main(){
int u,v,w;
qread(n);
qread(m);
for(int i=1;i<=n;i++){
qread(a[i]);
}
for(int i=1;i<=m;i++){
qread(u);
qread(v);
qread(w);
add_edge(u,v+1,INF,w);
}
int s=0,t=n+2;
add_edge(0,1,INF,0);
add_edge(n+1,t,INF,0);
for(int i=1;i<=n;i++){
add_edge(i,i+1,INF-a[i],0);
}
printf("%d\n",mcmf(s,t));
}
第二种建图:
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<queue>
#define INF 0x3f3f3f3f
#define maxn 50000
#define maxm 500000
using namespace std;
inline void qread(int &x){
x=0;
int sign=1;
char c=getchar();
while(c<'0'||c>'9'){
if(c=='-') sign=-1;
c=getchar();
}
while(c>='0'&&c<='9'){
x=x*10+c-'0';
c=getchar();
}
x=x*sign;
}
int n,m;
struct edge {
int from;
int to;
int next;
int flow;
int cost;
} E[maxm*2+5];
int sz=1;
int head[maxn+5];
int pre[maxn+5];
int minf[maxn+5];
int dist[maxn+5];
int inq[maxn+5];
void adde(int u,int v,int w,int c) {
sz++;
E[sz].from=u;
E[sz].to=v;
E[sz].flow=w;
E[sz].cost=c;
E[sz].next=head[u];
head[u]=sz;
}
void add_edge(int u,int v,int w,int c){
// printf("%d->%d vol=%d cost=%d\n",u,v,w,c);
adde(u,v,w,c);
adde(v,u,0,-c);
}
int spfa(int s,int t){
queue<int>q;
memset(dist,0x3f,sizeof(dist));
memset(inq,0,sizeof(q));
q.push(s);
dist[s]=0;
inq[s]=1;
while(!q.empty()){
int x=q.front();
q.pop();
inq[x]=0;
for(int i=head[x];i;i=E[i].next){
int y=E[i].to;
if(E[i].flow){
// printf("%d %d\n",x,y);
if(dist[y]>dist[x]+E[i].cost){
dist[y]=dist[x]+E[i].cost;
minf[y]=min(minf[x],E[i].flow);
pre[y]=i;
if(!inq[y]){
inq[y]=1;
q.push(y);
}
}
}
}
}
if(dist[t]==INF) return 0;
else return 1;
}
void update(int s,int t){
int x=t;
while(x!=s){
int i=pre[x];
E[i].flow-=minf[t];
E[i^1].flow+=minf[t];
x=E[i^1].to;
}
}
int mcmf(int s,int t){
int maxcost=0,maxflow=0;
memset(minf,0x3f,sizeof(minf));
while(spfa(s,t)){
update(s,t);
maxcost+=minf[t]*dist[t];
maxflow+=minf[t];
}
return maxcost;
}
int a[maxn+5];
int main(){
int u,v,w;
qread(n);
qread(m);
for(int i=1;i<=n;i++){
qread(a[i]);
}
for(int i=1;i<=m;i++){
qread(u);
qread(v);
qread(w);
add_edge(u,v+1,INF,w);
}
int s=0,t=n+2;
for(int i=1;i<=n+1;i++){
int c=a[i]-a[i-1];
if(c>=0){
add_edge(s,i,c,0);
}else{
add_edge(i,t,-c,0);
}
}
for(int i=1;i<=n;i++) add_edge(i+1,i,INF,0);
printf("%d\n",mcmf(s,t));
}
