【全程NOIP计划】图论算法
【全程NOIP计划】图论算法
最短路算法
常用的最短路算法SPFA,Dijkstra,Floyd算法
最短路问题，就是对于有权图的两个点，找到一条连接两个点的路径，使得路径的权值和最小
在说最短路算法之前，必须了解松弛的概念
其实n简单，如果\(a \rightarrow b+b \rightarrow c\)的距离比\(a \rightarrow c\)的小，那么就可以用前者代替a到c的距离
各种各样 最短路实际上就是不断做松弛操作
Floyd
可以求出图中任意两点的最短路，过程很简单
首先枚举松弛操作的中间点，再枚举松弛的左右两个点，然后做松弛操作
由于Floyd算法暴力枚举的特性，所以用邻接矩阵很方便
很显然，复杂度为\(O(n^3)\)
for(int k=1;k<=n;k++)
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=n;j++)
a[i][j]=min(a[i][j],a[i][k]+a[k][j]);
正确性
怎么证明正确性？
对于任意两个点之间的最短路，假设有m个节点那么m一定小于n，因为重复经过同样的点没有意义（除非有负环，但是如果有负环最短路就没有意义，因为可以通过刷负环来刷最短路）
那么这m个点在外层循环都会被枚举一次，接着内层的两重循环一定会枚举到这个点在最短路上相邻的两个点
这个点被松弛之后，我们就可以认为它已经不在最短路上了，因为此时的\(a \rightarrow b \rightarrow c\)和\(a \rightarrow c\)是一样的
外层循环做完之后，两个点之间的所有m个点也都被消除完了，这两个点的距离就是最短路
易错点
有一个易错点，就是三个循环的顺序不要搞错了
先枚举中间，再枚举两边
因为，如果左边先枚举，那么n次循环之后，松弛的点对都是从左边出发的，如果没有恰好沿着路径的顺序去枚举中间的点，就无法松弛整条路径
有一个神奇的结论，只要Floyd整个过程连续做三遍，不管三个循环是什么顺序，跑出来的结果都是对的，但是不建议使用，主要是慢啊
作用
裸的最短路实际上用的不多，用到了也很简单，基本上是看做一个工具来用
Floyd实际上还可以处理除了最短路以外其他的问题
P2419 Cow Contest S
思路
拓扑排序可以，但是Floyd也可以
这样点很少，边很多的图就很适合使用Floyd
如果用\(e[i][j]\)表示能不能推出i<j的关系，如果\(e[i][k]=1且e[k][j]=1\)，那么\(e[i][j]=1\)
这样我们就可以处理出任意两点间的大小关系，有或者没有
然后如果对于一个点，我们能确定剩下所有点和它的大小关系
那么这个点的排名就被确定了
如果一个点，对于其他任何一个点都能推出它的关系，然后它的排名就确定了
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#include <cstring>
#include <string>
using namespace std;
int n,m;
int e[105][105];
void floyd()
{
for(int k=1;k<=n;k++)
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=n;j++)
e[i][j]|=(e[i][k]&e[k][j]);//用floyd来解决直接的关系
}
int main()
{
cin>>n>>m;
int l,r;
while(m--)
{
cin>>l>>r;
e[l][r]=1;
}
floyd();
int cnt=0;
for(int i=1;i<=n;i++)
{
int mark=1;
for(int j=1;j<=n;j++)
if(j!=i&&e[j][i]==0&&e[i][j]==0)//如果有谁不能确定
{
mark=0;
break;
}
cnt+=mark;
}
cout<<cnt<<endl;
return 0;
}
P2888 Cow Hurdles S
思路
让我想到了营救那道题目
实际上就是二分答案加判断
但是用Floyd处理dp关系可以更简单的做这个题目
\(e[i][j]\)表示从i到j经过的路径中，最小的最大栏杆高度
容易得到类似于Floyd的关系
也就是说如果走\(i \rightarrow k \rightarrow j\)的路线，那么栏杆的最大高度为\(max(e[i][k],e[k][j])\)
如果这个最大值小于\(i \rightarrow j\)之间的最大值，那么就可以更新这个最小的最大值
也就是先用\(O(n^3)\)来处理一个Floyd，然后再用\(O(t)\)处理答案
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#include <cstring>
#include <string>
using namespace std;
const int INF=0x3f3f3f3f;
const int maxn=305;
int n,m,T;
int a[maxn][maxn];
int main()
{
memset(a,20,sizeof(a));
cin>>n>>m>>T;
for(int i=1;i<=m;i++)
{
int s,e,h;
cin>>s>>e>>h;
a[s][e]=h;
}
for(int k=1;k<=n;k++)
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=n;j++)
a[i][j]=min(a[i][j],max(a[i][k],a[k][j]));
while(T--)
{
int l,r;
cin>>l>>r;
if(a[l][r]!=336860180)
cout<<a[l][r]<<'\n';
else
cout<<-1<<'\n';
}
return 0;
}
P2047 社交网络
思路
这道题目和前两道题目差不多，只不过除了求i到j的路径数量，还要求i经过k到j的路径数量
最短路径比较好求，如果\(e[i][k]和e[k][j]\)更新了\(e[i][j]\)的话，让\(cnt[i][j]=cnt[i][k]*cnt[k][j]\)就可以了
如果\(e[i][k]+e[k][j]=e[i][j]\)那么还要让\(cnt[i][j]+=cnt[i][k]*cnt[k][j]\)
因为数据量过小，所以这样来表示是可以的，主要运用的是乘法原理
题目个每个点求\(\sum_{s!=v,t!=v}c(s,t,v)c(s,t)\)
那么就先跑Floyd，然后枚举每个点，再枚举s和t，用\(cnt[s][v]*cnt[v][t]/cnt[s][t]\)计算就可以了
void floyd()
{
for(int k=1;k<=n;k++)
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=n;j++)
{
if(e[i][k]+e[k][j]<e[i][j])
{
e[i][j]=e[i][k]+e[k][j];
cnt[i][j]=cnt[i][k]*cnt[k][j];
}
else if(e[i][j]+e[k][j]==e[i][j])
{
cnt[i][j]+=cnt[i][k]*cnt[k][j];
}
}
}
int main()
{
for(int i=1;i<=n;i++)
{
for(int j=1;j<=n;j++)
e[i][j]=INF;
e[i][i]=0;
}
int l,r,v;
while(m-->0)
{
cin>>l>>r>>v;
e[l][r]=v;
e[r][l]=v;
cnt[l][r]=1;
cnt[r][l]=1;
}
floyd();
for(int k=1;k<=n;k++)
{
double ans=0;
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=n;j++)
if(cnt[i][j]&&e[i][k]+e[k][j]==e[i][j])
ans+=(double)(cnt[i][k]*cnt[k][j]/cnt[i][j]);
printf("%.3lf",ans);
}
}
Bellman-Ford
这是一个单源最短路算法
也就是能求出从某个点出发到剩下所有点的最短路
这个算法用\(dis[v]\)表示从s到v的距离
算法总共进行n-1轮，每轮枚举所有的边u到v，来做s到u到u的松弛操作
不难理解，第一轮会求出和s间距一条边的最短路，第二轮会求出间距小于等于2条边的最短路，第n-1轮回求出间距小于等于n-1条边的最短路
由于最短路最多有n-1条边，所以n-1轮之后每个点都求到了真正的最短路
显然这个算法的复杂度是\(O(NM)\)的，n是点数，m是边数
显然这个算法适合直接结构体来存边，也就是边表
void bellman_ford()
{
for(int i=1;i<=n;i++)
dis[i]=INF;
dis[s]=0;
for(int k=1;k<n;k++)
{
for(int i=1;i<=ecnt;i++)
if(dis[e[i].x]+e[i].v<dis[e[i].y])
dis[e[i].y]=dis[e[i].x]+e[i].v;
}
}
SPFA
上面的一个算法有一个优化，实际上就是spfa
我们每轮操作其实并不一定要把所有的边都松弛一遍
因为有一些店在上一轮之后最短路并没有发生变化，那么从这个点出发的边做松弛也一定没有变化
所以我们不再枚举n-1轮，而是用一个队列，表示刚刚发生过变化，准备要进行松弛的点
每次从队列里拿出一个点，然后枚举这个点的出边并进行松弛，如果出点的值边了，就把出点也加入队列
一个进一步的优化用\(flag[v]\)表示点v是否在队列里，如果已经在了，那显然是不用重复进队的
显然一开始就应该把s放进队列，然后从s开始松弛
也是用邻接链表来村边
void spfa()
{
for(int i=1;i<=n;i++)
flag[i]=false;
for(int i=1;i<=n;i++)
dis[i]=INF;
dis[s]=0;
q[++head]=s;
for( ;tail<=head; ++tail)
{
flag[q[tail]]=0;
for(int i=1)
}
}
复杂度
时间复杂度为\(O(VE)\)，有的时候并不比Bellman-Ford更快
作用
但是spfa并不是一无是处，当图中有负环的时候，Dijkstra这种纯粹求最短路的算法就挂了
因为负环实际上意味着图中没有最短路
而spfa有三种方式来判断是否存在负环:
1.用\(cnt[v]\)来表示从s到v的最短路经过了多少个点，如果u到v送出了s到v，那么就让\(cnt[v]\)更新为\(cnt[u]+1\)，之前提到过，一个正常的最短路不应该有超过n个点的，因此当\(cnt[v]>n\)的时候有内鬼，终止交易
2.统计进队次数，一个点如果入队大于n次
3.dfs班也很简单，如果一个点被松弛了，就直接递归进这个点去松弛别人就可以了。如果一个点递归了一圈又回到自己了，显然有负环。一般第二种方法比第一种方法快一点，而第三种方法比前两种都要快。spfa判负环只能判有没有，不能找哪里，如果要找哪里，要用tarjan算法
P3199 最小圈
思路
问题实际上是求\(C=\sum w[i]/k\)，其中i是边，\(w[i]\)是边权，k是边数
问题显然存在二分单调性，也就是如果答案太大，那么不符合最小的要求，但是一定可以找出来一个圈，使得比值小于等于这个答案，如果答案太小，那么一定找不到一个圈，使得比值满足这个答案
那么就可以二分答案ans，如果不存在\(\sum w[i]/k \le ans\)，则答案小，否则答案大
把这个式子变一下，就得到\(\sum w[i]-k*ans=\sum(w[i]-ans) \le 0\)
需要注意，负圈不一定是要每条边都小于0，而是只要权值和小于0的就可以刷最短路
所以满足\(\sum(w[i]-ans)\le 0\)的圈实际上就是一个负圈，因为答案是浮点数，所以$<0和 \le0 $的区别不大
那么枚举出答案ans后给每个边权都减去ans，然后spfa判负环就可以了
这个实际上是一个01分数规划的过程
复杂度上线为\(O(nmlogw)\)，比较危险
Dijkstra
只要出现单源最短路一定要卡spfa的今天，单源最短路的最佳解法就是Dijkstra
实际上如果用stl的优先队列来写，Dijkstra也不会比spfa复杂到哪里去
Dijkstra其实就是一个堆优化的spfa
spfa每次是从已经准备要松弛别人的点中选出某一个，而Dijkstra则是直接使用优先队列贪心地从中选出dis最小的那个
至于这个贪心的全局最优的证明，可以使用归纳法严格证明
每条边至多被访问一次，所以每个点的松弛次数不会超过边数
所以Dijkstra的时间复杂度为\(O(MlogN)\)
另一种理解
Dijkstra的思路其实是每次从dis中挑出dis最短的那个，之前没有被挑过的点出来松弛
Dijkstra实际上有一个\(O(nm)\)的做法，就是直接用for循环去找这个最短的的点，这也是为什么会有堆优化的Dijkstra的这种说法
本质上是用堆来维护dis数组的，但是要注意
不能直接对dis建堆，然后随着松弛操作改堆里的数据
如果直接改堆的数据，会破坏堆的结构，导致堆不能完成它应有的功能
因此还要没松弛一次就把出点入堆，然后出堆的时候去更新dis
void dijkstra()
{
for(int i=1;i<=n;i++)
dis[i]=INF;
dis[s]=0;
size=0;
push((nod){x,0});
while(size)
{
while(size&&heap[1].y>dis[heap[1].x]) pop();
if(!size) break;
x=heap[1].x;
dis[x]=heap[1].y;
pop();
for(int i=link[x];i;i=e[i].next)
if(dis[x]+e[i].v<dis[e[i].y])
{
dis[e[i].y]=dis[x]+e[i].v;
push((node){e[i].y,dis[e[i].y]});
}
}
}
P2837 Milk Pumping G
思路
这个题看上去有二分单调性，又涉及到分数，似乎是分数规划
实际上并没有这么复杂，因为n很小，流量的上线也很小
所以直接枚举路径的流量，流量确定之后最大化流量/花费，实际上就是最小化花费
于是就可以跑Dijkstra，要求流量大于等于枚举的流量的边才能参与松弛就行了
int dijkstra(int y)
{
for(int i=1;i<=n;i++)
dis[i]=INF;
dis[1]=0;
size=0;
push((nod){1,0});
while(size)
{
while(size&&heap[1].y>dis[heap[1].x]) pop();
if(!size) break;
x=heap[1].x;
dis[x]=heap[1].y;
pop();
for(int i=link[x];i;i=e[i].next)
if(e[i].w>=y&&dis[x]+e[i].v<dis[e[i].y])
{
dis[e[i].y]=dis[x]+e[i].v;
push((node){e[i].y,dis[e[i].y]});
}
}
return dis[n];
}
int main()
{
……
dounble ans=0;
for(int i=1;i<=1000;i++)
ans=max(ans,(double)i/dij(i));
printf("%lld\n",(long long)(ans*1e6));
……
}
最短路建模
差分约束
差分约束系统就是给你一堆变量，然后给你一堆形如\(a_i-a_j \le c\)的不等式
像这样两个变量相减的形式就叫做差分，一堆变量相减就是差分系统
差分约束能告诉你差分系统中，任意两个变量最多是多少，或者是最少是多少
做法
如果有a1-a2<=b,a2-a3<=d,a1-a3<=e
假设要求a1-a3的范围，我们发现除了a1-a3<=e的条件之外，还有a1-a2+a2-a3=a1-a3<=b+d
那么如果b+d<=e,a1-a3就<=b+d,否则a1-a3<=e
发现了没，这个操作和最短路的松弛操作特别像
我们用\(e[i][j]\)来表示\(a_i-a_j\le e[i][j]\)，那么不难发现，对于一个中间点k，我们有\(e[i][j]=min(e[i]][j],e[i][k]+e[k][j])\)，于是我们就用一个最短路的模型表示一个差分约束系统，然后就可以用最短路算法解出想要的变量的差分关系
有的人就会问，如果同时出现左边右边符号颠倒的情况怎么办，一般就可以把符号和两个数的位置变化一下，一般不会出现变化不了的情况
还有一种题型就是判断有没有解，我们要考虑什么情况下无解，情况有很多，但是可以转化为一个情况，就是a-b<=c且a-b>=d而且c<d,可以看成c-d<0，这就意味着一条循环约束出现了负环，如果常规差分约束建完图之后有负环，那么就无解了
模板代码
#include <iostream>#include <cstdio>#include <algorithm>#include <cstring>#include <string>#include <queue>#define int long long using namespace std;const int maxn=50005;struct edge{ int e,next,val;}ed[maxn*2];int en,first[maxn];void add_edge(int s,int e,int val){ en++; ed[en].next=first[s]; first[s]=en; ed[en].e=e; ed[en].val=val;}int n,m;int d[maxn],num[maxn];bool vis[maxn];queue <int> q;bool spfa(int x){ d[x]=0; q.push(x); vis[x]=true; num[x]++; while(q.size()) { int x=q.front(); q.pop(); vis[x]=false; for(int i=first[x];i;i=ed[i].next) { int e=ed[i].e,val=ed[i].val; if(d[e]>d[x]+val) { d[e]=d[x]+val; if(!vis[e]) { q.push(e); vis[e]=true; num[e]++; if(num[e]==n+1) return false; } } } } return true; }signed main(){ cin>>n>>m; for(int i=1;i<=n;i++) d[i]=2147483647; for(int i=1;i<=m;i++) { int x,y,z; cin>>x>>y>>z; add_edge(y,x,z); } for(int i=1;i<=n;i++) add_edge(n+1,i,0); if(!spfa(n+1)) { cout<<"NO"<<'\n'; goto end; } for(int i=1;i<=n;i++) cout<<d[i]<<" "; end: ; return 0;}
P1993 小k的农场
思路
直接差分约束系统，判断是否有解就可以了
#include <iostream>#include <cstdio>#include <algorithm>#include <cstring>#include <string>#include <queue>#define int long long using namespace std;const int maxn=50005;struct edge{ int e,next,val;}ed[maxn*2];int en,first[maxn];void add_edge(int s,int e,int val){ en++; ed[en].next=first[s]; first[s]=en; ed[en].e=e; ed[en].val=val;}int n,m;int d[maxn],num[maxn];bool vis[maxn];queue <int> q;bool spfa(int x){ d[x]=0; q.push(x); vis[x]=true; num[x]++; while(q.size()) { int x=q.front(); q.pop(); vis[x]=false; for(int i=first[x];i;i=ed[i].next) { int e=ed[i].e,val=ed[i].val; if(d[e]>d[x]+val) { d[e]=d[x]+val; if(!vis[e]) { q.push(e); vis[e]=true; num[e]++; if(num[e]==n+1) return false; } } } } return true; }signed main(){ cin>>n>>m; memset(d,0x3f,sizeof(d)); for(int i=1;i<=m;i++) { int op; cin>>op; if(op==1) { int a,b,c; cin>>a>>b>>c; add_edge(a,b,-c); } else if(op==2) { int a,b,c; cin>>a>>b>>c; add_edge(b,a,c); } else { int a,b; cin>>a>>b; add_edge(a,b,0); add_edge(b,a,0); } } for(int i=1;i<=n;i++) add_edge(n+1,i,0); if(!spfa(n+1)) { cout<<"No"<<'\n'; return 0; } cout<<"Yes"<<'\n'; return 0;}
P3275 糖果
思路
跟上一道题目一样差不多，处理一下差分约束系统
a不比b少就是a>=b
a比b少怎么办？
实际上就是a<b等价于a<=b-1
于是a比b少表示为b-a>=1
现在约束能建了，问题是要求总数最小
可以建立一个抽象节点，表示0颗糖的基准线
然后抽象点往所有点约束为1的边，表示每人至少分一颗糖
这里需要注意，由于求的是最小值，约束是a-b>=c，因此这里求的是最长路，要找出最大的那个下限
最后所有人dis就是不得不满足的下限，然后就能得到答案了
传递闭包
传递闭包的数学概念比较抽象，不太好懂，但是做出来很简单
简单说就是，两个关系i-->k和k-->j可以复合出一个新关系i-->j，这就是传递性
给你一个集合，集合里定义了一个关系i-->j，再定义一个关系i-->j，满足：
1.对于所有满足i-->j,使得i能通过-->的复合关系连接到j，但是不满足i-->j
2.除此之外不存在i和j，使得i能通过-->的复合关系链接到j，但是不满足i-->j
精简版说法，就是传递闭包是关系的极大生成集，因为
1.如果a是b的祖先，那么a肯定是b的父母的父母的父母的……
2.不存在如果a是b父母的父母的父母的……,我们就不能称a为b的祖先的情况
实际上还是有点难理解，但是直接看怎么做吧
对于一个邻接矩阵e，\(e[i][j]=0\)不满足关系i-->j，\(e[i][j]=1\)表示满足关系i-->j
然后我们对e做与操作的Floyd，也就是松弛操作为\(e[i][j]=e[i][k] and[k][j]\)
就这？对，我们之前实际上遇到了一个差不多的例题
强连通分量
强连通分量指的是图的一个极大的子图，满足图内任意两点内任意两点之间可以相互到达
需要注意的是，强连通分量的概念是针对有向图的，无向图没有强连通分量的说法，因为对于无向图，只要是一个连通图就能任意互相到达
强连通分量分成两个部分第一个是任意两个点可以相互到达，这个比较好理解
比如完全图，也就是任意两个点都连接两个方向的边
再比如一个有向环，也满足这个条件
而极大的子图就是说，再加入原图中的任意一个点以及这个点的边到这个子图内，都不能满足互相到达的条件
比如一个完全图子完全图，虽然能互相到达，但是不是极大的
Tarjan算法
求一个图的强连通分量一般用tarjan算法，这里的tarjan算法只指dfs树，也就是dfn-low的那一套理论
首先对于任意一个有向图，我们显然可以用dfs来遍历整个图，每个点只经过一次，并不用管所有点都经过没，那么按照dfs递归的关系，把遍历过程画出来，就是一个dfs树
tarjan在dfs树的基础上定义了dfn和low的概念
dfn就是dfs过程被访问到的顺序
而low表示的是这个点能到达的所有点中，dfn最小的点
tarjan算法首先用一个栈按顺序记录dfs遍历过的点，同时计算dfn和low，每当发现一个点的dfn等于low，那么就把这个点以及栈中之后的所有点弹出来，作为一个强连通分量
void tarjan(int x,int fa){ vis[x]=true; dfn[x]=low[x]=++dfs_cnt; s[++top]=x; for(int i=link[x];i;i=e[i].next) { if(!dfn[e[i].y]) { tarjan(e[i].y,x); low[x]=min(low[x],low[e[i].y]); } else if(vis[e[i].y]) low[x]=min(low[x],dfn[e[i].y]); } if(dfn[x]==low[x]) { grouP_cnt++; int temp; do{ temp=s[top--]; group[temp]=group_cnt; vis[temp]=false; }while(temp!=x) }}
正确性
为什么 ？
对于子图的一个点，如果这个点可以到达任意一个点，而任意一个点也可以到达这个点，我们就说这个子图是任意两点互相到达的
在tarjan算法中，这个点就是dfn等于low的点
我们注意到，在tarjan算法中，这个点就是dfn等于low的点
我们注意到，在tarjan算法中，只要\(dfn[x]=low[x]\)，那么x就会被弹出来，因此对于一个点x的子树中的点y，只有两种情况：要么已经被弹出来了，要么\(low[y]=low[x]\)
不可能\(low[y]<low[x]\)，因为x可以到y，所以y能到的x也能到，那么应该\(low[x]\le low[y]\)才对
而如果\(low[y]>low[x]\)，那么到回溯到\(low[y]\)对应的那个点的时候，y就被弹出栈了
所以栈里面留下来的也一定都能到达x
同时显然x也能到达它的子节点们
因此当\(dfn[x]=low[x]\)的时候，我们就说x的子树内任意互达
同时这些子树上的点往上最多只能到达x，到不了子树外面的点
因此把任意子树外的点加进来，都会破坏任意互达的条件
再来看为\(dfn[y]=low[y]\)而被提前弹出栈的的y的子树的点
这些碘同样往外最多只能到达y，到达不了x，因此把y子树中的点加进来也不能满足任意互达的条件
所以tarjan算法找到的点的集合，当然也包括这些点之间的边的集合，是强联通分量
P2341 最受欢迎的牛
思路
我们发现对于一个强联通分量内的牛的机会是相同的，要么一起当明星，要么都当不了明星
因为团体内的任意一头牛会爱慕别的牛，如果团体外的所有牛都爱它，那么就会传递到剩下的所有牛的身上
因此我们可以先做tarjan缩点，把一个强连通分量的牛看成一个整体来考虑
原来牛之间的边要转化为团体间的边
这是我们发现，缩点之后的图变成了一个DAG
前面我们提到过，环是强连通分量，因此如果图中还有环，显然还可以继续缩点
因此把所有强连通分量都缩完的图一定是一个DAG
如果整个DAG只有一个点的出度为n，那么显然所有的点都可以到达这个点
所以当我们缩完点之后发现DAG中只有一个点出度为0，那么我们说这个点中的所有的奶牛都可以当明星
