[NOIP2017]逛公园

题面在这里

description

策策同学特别喜欢逛公园。
公园可以看成一张\(N\)个点\(M\) 条边构成的有向图,且没有自环和重边。
其中\(1\)号点是公园的入口,\(N\)号点是公园的出口,
每条边有一个非负权值,代表策策经过这条边所要花的时间。
策策每天都会去逛公园,他总是从\(1\)号点进去,从\(N\)号点出来。

策策喜欢新鲜的事物,它不希望有两天逛公园的路线完全一样,同时策策还是一个 特别热爱学习的好孩子,它不希望每天在逛公园这件事上花费太多的时间。
如果\(1\)号点到\(N\)号点的最短路长为\(d\),那么策策只会喜欢长度不超过\(d+K\) 的路线。

策策同学想知道总共有多少条满足条件的路线,你能帮帮它吗?
为避免输出过大,答案对\(P\)取模。
如果有无穷多条合法的路线,请输出\(−1\)

data range

\[1\le N\le 100000,1\le M\le 200000,1\le k\le 50 \]

\[1 \le P \le 10^9,1 \le a_i,b_i \le N ,0 \le c_i \le 1000,1≤P≤10^9 \]

solution

时隔近一年终于改掉了这道题
还是卡着时间AC的

30pts:最短路计数

在跑\(SPFA\)更新最短路的同时更新最短路的数量,
具体来说,如果最短路要更新就把其数量重置为其前驱最短路的数量,
如果最短路的值不变那么其数量叠加
但是这样是可能存在问题的
比如下面这张图
此处输入图片的描述
如果点2比点4先入队的话,
点3的最短路条数就会在第一次取出点2的时候更新一次,
点4的入队会导致点2第二次入队,那么点4又会被点2更新一次;
第一次更新时点2最短路条数为1,第二次更新时点2最短路条数为2
两次相加点4的最短路条数就是3,明显不对

于是我们需要改进我们的\(SPFA\)
笔者的做法是这样的:
我们记录一个\(top\)值表示当前节点最后一次更新的时候存的最短路条数,
在一次转移完成之后\(top=f\),转移的时候使用\(f-top\)转移,这样就不会算重啦

il void spfa(bool s){//s代表是否需要统计最短路
  memset(f,0,sizeof(f));
  memset(t,0,sizeof(t));
  while(!Q.empty())Q.pop();
  for(RG int i=1;i<=n;i++)dis[i]=inf,vis[i]=0;
  vis[1]=1;dis[1]=0;Q.push(1);f[1][0]=1;
  while(!Q.empty()){
    RG int u=Q.front();Q.pop();
    for(RG int i=head[u];i;i=nxt[i]){
      RG int v=to[i];
      if(!s){
	if(dis[v]>dis[u]+val[i]){
	  dis[v]=dis[u]+val[i];
	  if(!vis[v]){
	    Q.push(v);vis[v]=1;
	  }
	}
      }
      else{
	if(dis[v]>=dis[u]+val[i]){
	  if(dis[v]>dis[u]+val[i]){
	    dis[v]=dis[u]+val[i];
	    f[v][0]=f[u][0];t[v]=0;
	  }
	  else if(dis[v]==dis[u]+val[i]){
	    (f[v][0]+=(f[u][0]-t[u]+p)%p)%=p;
	  }
	  if(!vis[v]){
	    Q.push(v);vis[v]=1;
	  }
	}
      }
    }
    vis[u]=0;t[u]=f[u][0];
  }
}

60pts:DP

\(DP\)方程式是显然的,设\(f[k][u]\)表示点\(1\)到达\(u\)路径长度为\(dis[u]+k\)的方案数,
那么转移的途径只能是边对吧?

\[f[k][u]-_{each\ e(u,v)}>f[k+dis[u]+val[e]-dis[v]][v] \]

但是我们在\(DP\)的时候之前的\(f\)必须已经被计算好了,怎么办呢?
试想一个点只可能由\(dis\)比它小的点转移而来
因此我们需要从$ $最小的开始枚举边进行转移,这样就不会出问题啦

il void DP(){//DP.
  for(RG int j=0;j<=k;j++)
    for(RG int s=1;s<=n;s++){
      RG int u=P[s].id;
      for(RG int i=head[u];i;i=nxt[i]){
	RG int v=to[i];
	if(dis[u]+j+val[i]-dis[v]>0&&dis[u]+j+val[i]-dis[v]<=k)
	  (f[v][dis[u]+j+val[i]-dis[v]]+=f[u][j])%=p;
      }
    }
}

100pts:

\(0\)边真是个恐怖的存在,\(0\)环更不用说了;其实0边还好
首先我们考虑侥幸不存在\(0\)环的情况,如图所示:

这里我们的最短路计数不会出问题,但是$ \(都相等, 直接按照\) \(确定顺序的话可能会\)WA\( 由于我们对于这些点\)DP$的顺序和其在\(0\)边连接下的拓补序有关,
我们考虑把所有\(0\)边都加入一个新图,然后做一遍拓补排序即可

那如果有\(0\)环怎么办呢?
我们考虑一个\(0\)环什么时候才会影响到答案,
即是这个环上任意一点被算在了一条可行的路径中,
那么我们处理出\(dis\)\(fdis(反图中点n的最短路)\),
由于不会存在负环,最短路是不会出现问题的;
\(0\)环上的任意一点\(i\)满足\(dis[i]+fdis[i]\le dis[n]+k\)就可以输出\(-1\)

code

#include<bits/stdc++.h>
#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstdlib>
#include<iomanip>
#include<cstring>
#include<complex>
#include<vector>
#include<cstdio>
#include<string>
#include<bitset>
#include<cmath>
#include<queue>
#include<stack>
#include<map>
#include<set>
//#define TEST
#define FILE "park"
#define mp make_pair
#define pb push_back
#define RG register
#define il inline
using namespace std;
typedef unsigned long long ull;
typedef vector<int>VI;
typedef long long ll;
typedef double dd;
const int inf=1e9+7;
const int mod2=998244353;
const int rev2=332748118;
const int mod1=1e9+7;
const int N=100010;
const dd eps=1e-10;
const ll INF=1e18;
const int g=3;
il ll read(){
  RG ll data=0,w=1;RG char ch=getchar();
  while(ch!='-'&&(ch<'0'||ch>'9'))ch=getchar();
  if(ch=='-')w=-1,ch=getchar();
  while(ch<='9'&&ch>='0')data=data*10+ch-48,ch=getchar();
  return data*w;
}

il void file(){
  freopen(FILE".in","r",stdin);
  freopen(FILE".out","w",stdout);
}

int n,m,k,p,ans;
int head[N],nxt[N<<1],to[N<<1],val[N<<1],cnt;
il void add(int u,int v,int w){
  to[++cnt]=v;
  nxt[cnt]=head[u];
  val[cnt]=w;
  head[u]=cnt;
}

int fhead[N],fnxt[N<<1],fto[N<<1],fval[N<<1],fcnt;
il void fadd(int u,int v,int w){
  fto[++fcnt]=v;
  fnxt[fcnt]=fhead[u];
  fval[fcnt]=w;
  fhead[u]=fcnt;
}

int zhead[N],znxt[N<<1],zto[N<<1],zd[N],zcnt;
il void zadd(int u,int v){
  zto[++zcnt]=v;zd[v]++;
  znxt[zcnt]=zhead[u];
  zhead[u]=zcnt;
}

queue<int>Q;bool vis[N];int dis[N],f[N][52],t[N];
il void spfa(bool s){//s代表是否需要统计最短路
  memset(f,0,sizeof(f));
  memset(t,0,sizeof(t));
  while(!Q.empty())Q.pop();
  for(RG int i=1;i<=n;i++)dis[i]=inf,vis[i]=0;
  vis[1]=1;dis[1]=0;Q.push(1);f[1][0]=1;
  while(!Q.empty()){
    RG int u=Q.front();Q.pop();
    for(RG int i=head[u];i;i=nxt[i]){
      RG int v=to[i];
      if(!s){
	if(dis[v]>dis[u]+val[i]){
	  dis[v]=dis[u]+val[i];
	  if(!vis[v]){
	    Q.push(v);vis[v]=1;
	  }
	}
      }
      else{
	if(dis[v]>=dis[u]+val[i]){
	  if(dis[v]>dis[u]+val[i]){
	    dis[v]=dis[u]+val[i];
	    f[v][0]=f[u][0];t[v]=0;
	  }
	  else if(dis[v]==dis[u]+val[i]){
	    (f[v][0]+=(f[u][0]-t[u]+p)%p)%=p;
	  }
	  if(!vis[v]){
	    Q.push(v);vis[v]=1;
	  }
	}
      }
    }
    vis[u]=0;t[u]=f[u][0];
  }
}

int fdis[N];
il void fspfa(){
  while(!Q.empty())Q.pop();
  for(RG int i=1;i<=n;i++)fdis[i]=inf,vis[i]=0;
  vis[1]=1;fdis[n]=0;Q.push(n);
  while(!Q.empty()){
    RG int u=Q.front();Q.pop();
    for(RG int i=fhead[u];i;i=fnxt[i]){
      RG int v=fto[i];                    
      if(fdis[v]>fdis[u]+fval[i]){
	fdis[v]=fdis[u]+fval[i];
	if(!vis[v]){
	  Q.push(v);vis[v]=1;
	}
      }
    }
    vis[u]=0;
  }   
}

bool inz[N],incal[N];int dfn[N],low[N],tott,cal[N],top;
il void tarjan(int u){//check 0-circle
  dfn[u]=low[u]=++tott;incal[cal[++top]=u]=1;
  for(RG int i=zhead[u];i;i=znxt[i]){
    RG int v=zto[i];
    if(!dfn[v]){
      tarjan(v);
      low[u]=min(low[u],low[v]);
    }
    else if(incal[v])low[u]=min(low[u],dfn[v]);
  }
  if(dfn[u]==low[u]){
    if(cal[top]==u){incal[cal[top--]]=0;return;}
    while(cal[top]!=u){
      incal[cal[top]]=0;inz[cal[top]]=1;top--;
    }
    incal[cal[top]]=0;inz[cal[top]]=1;top--;
  }
}

struct node{int id,dis,zt;}P[N];
bool cmp(node x,node y){
  return x.dis==y.dis?x.zt<y.zt:x.dis<y.dis;
}
int totz;
il void bfs_z(){//tuopu 0 dag,make a order
  while(!Q.empty())Q.pop();   
  for(RG int i=1;i<=n;i++)
    if(!zd[i])Q.push(i);
  while(!Q.empty()){
    RG int u=Q.front();Q.pop();P[u].zt=++totz;
    for(RG int i=zhead[u];i;i=znxt[i]){
      RG int v=zto[i];
      if(!(--zd[v]))Q.push(v);
    }
  }
}

il void DP(){//DP.
  for(RG int j=0;j<=k;j++)
    for(RG int s=1;s<=n;s++){
      RG int u=P[s].id;
      for(RG int i=head[u];i;i=nxt[i]){
	RG int v=to[i];
	if(dis[u]+j+val[i]-dis[v]>0&&dis[u]+j+val[i]-dis[v]<=k)
	  (f[v][dis[u]+j+val[i]-dis[v]]+=f[u][j])%=p;
      }
    }
}

il void solve(){
  n=read();m=read();k=read();p=read();
  memset(head,0,sizeof(head));cnt=0;
  memset(fhead,0,sizeof(fhead));fcnt=0;
  memset(zhead,0,sizeof(zhead));zcnt=0;
  memset(zd,0,sizeof(zd));
  for(RG int i=1,u,v,w;i<=m;i++){
    u=read();v=read();w=read();
    if(!w)zadd(u,v);add(u,v,w);fadd(v,u,w);
  }
  spfa(0);fspfa();

  memset(inz,0,sizeof(inz));
  memset(dfn,0,sizeof(dfn));
  memset(low,0,sizeof(low));tott=0;
  for(RG int i=1;i<=n;i++)if(!dfn[i])tarjan(i);
  for(RG int i=1;i<=n;i++)
    if(inz[i]&&dis[i]+fdis[i]<=dis[n]+k){
      puts("-1");return;
    }
  //-1
  spfa(1);

  totz=ans=0;bfs_z();
  for(RG int i=1;i<=n;i++){
    P[i].id=i;P[i].dis=dis[i];
  }
  sort(P+1,P+n+1,cmp);
  DP();

  for(RG int i=0;i<=k;i++)(ans+=f[n][i])%=p;
  printf("%d\n",ans);
  //DP
}

int main()
{
  RG int T=read();while(T--)solve();return 0;
}

posted @ 2018-04-21 09:03  cjfdf  阅读(201)  评论(0编辑  收藏  举报