简介:
带权有向图,每个点都可以有如下操作:令从ta出发的每一条边增加d,终止于ta的每一条边减小d 最后让所有边权的最小值非负且尽量大分析:
我为什么总是要做这么难的题有一点需要注意,不同的操作互不影响,而且也没有顺序的限制,
因此,我们可以考虑合并一个节点上的所有操作 令sum(a)表示作用在a结点上的所有d值之和, 这样我们就简化了题目:找到合适的sum值,使得所有边权最小值最大。最小值最大,这个描述这么这样熟悉
我们一下子就想到了二分答案 最直接的,我们可以直接二分出最小边权 然而,二分的难点不在于“二分出答案”,而是“判断答案的合法性”对于一个答案mid
问题转化成判断是否可以通过确定一个合法的sum,使得每条边的权值都大于等于mid 任何一条边(a—>b)的实际权值为w(a,b)+sum(a)-sum(b) 显然我们可以得到一个柿子:w(a,b)+sum(a)-sum(b)>=mid 移项得:sum(b)-sum(a)<=w(a,b)-mid 这样实际上我们得到一个差分约束系统差分约束
即一个不等式组,每个不等式形如xj-xi<=bk
针对这一问题,有一个经典的解法:最短路我们可以移项得到xj<=bk+xi
这样柿子的形式就和最短路的形式有异曲同工之妙了dis表示源点到达每一个结点的最短路
对于每一条边(i—>j),都有dis[j]<=dis[i]+w(i,j)
这样我们对于每一个约束条件xj-xi<=bk
都连一条i—>j的边,权值为bk 再建立一个超级源点S,连向每一个点,边权为0 在这个图上运行Bellman,得到的dis就是sum数组 如果Bellman失败(存在负环),则该差分约束系统无解我们在实际编码的时候,实际上就是把原图建出来,
每二分一个答案,就把每条边的权值相应的改变,运行Bellmantip
题目说最小值非负,但是代码中最小值应该是>=1
也许在歪果人眼里0是负数,mdzz这道题给了我们很好地启发:
- 操作叠加 如果若干操作互不干扰,无序施加,我们就可以考虑合并这些操作,这样方便思考也方便处理
- 模型抽象 我们需要记住这个模型:形如xj-xi<=b,建边i->j,边权为b (若得到的模型为xi-xj>=b,变形后xj-xi<=-b => 建边i->j,边权为-b) 运行Bellman,判断该差分约束是否有解
关于差分约束的详细内容,会在再谈最短路中提及
//这里写代码片#include#include #include #include #include #include using namespace std;const int N=1010;int n,m;struct node{ int x,y,v;};struct Bellman{ int n,m; vector e; vector G[N]; bool in[N]; int cnt[N]; int dis[N]; int pre[N]; void init(int n) { this->n=n; e.clear(); for (int i=1;i<=n;i++) G[i].clear(); } void add(int u,int w,int v) { e.push_back((node){u,w,v}); m=e.size(); G[u].push_back(m-1); } bool fuhuan() { memset(in,0,sizeof(in)); memset(pre,0,sizeof(pre)); memset(cnt,0,sizeof(cnt)); queue Q; for (int i=1;i<=n;i++) //建立了一个虚拟源点,所以与ta相连的点都入队 { in[i]=1; Q.push(i); dis[i]=0; } while (!Q.empty()) { int now=Q.front(); Q.pop(); in[now]=0; for (int i=0;i dis[now]+way.v) { dis[way.y]=dis[now]+way.v; pre[way.y]=G[now][i]; if (!in[way.y]) { in[way.y]=1; Q.push(way.y); if (++cnt[way.y]>n) return 1; } } } } return 0; }};Bellman A;bool pd(int x){ for (int i=0;i