次小生成樹可由最小生成樹換一條邊得到,這是核心結論!
證明:咱換種方式去看待這個結論(一個生成樹可以通過換邊得到另一個生成樹),T是某一棵最小生成樹,T0是任一棵異於T的生成樹,通過變換T0 --> T1 --> T2 --> ... --> Tn (T) 變成最小生成樹。所謂的變換是,每次把Ti中的某條邊換成T中的一條邊, 而且樹T(i+1)的權小於等於Ti的權。
看下面的具體步驟(一定要理解透徹)。
step 1. 在Ti中任取一條不在T中的邊uv.
step 2. 把邊uv去掉,就剩下兩個連通分量A和B,在T中,必有唯一的邊u'v' 連結A和B。這是爲什麼呢?因爲生成樹中任意兩點間只有一條路徑(下面也要用這個),且必有一條。
step 3. 顯然u'v'的權比uv小 (prime算法貪心的,否則,uv就應該在T中),把u'v'替換uv即得樹T(i+1)。
特別地:取T0爲任一棵次小生成樹,T(n-1) 也就是次小生成樹且跟T差一條邊, 結論得證。
#include<stdio.h> ////O(v^2),適用於稠密圖
#include<string.h>
#define max(x,y) x>y?x:y
#define min(x,y) x<y?x:y
const int N=1000;
const int INF=0x3f3f3f3f;
int a[N][N],p[N],low[N],n;
int f[N][N],fa[N];
int prim()
{
int i,j,ans=0,poi,top=0,sta[N];
memset(p,0,sizeof(p));
memset(f,0,sizeof(f));
p[1]=1,sta[++top]=1;
for(i=1;i<=n;i++)
{
low[i]=a[1][i];
fa[i]=1; //父節點
}
for(i=1;i<n;i++) ////n-1次操作
{
int mi=INF;
for(j=1;j<=n;j++)
{
if(!p[j]&&mi>low[j])
{
mi=low[j];
poi=j;
}
}
p[poi]=1;
ans+=mi;
//// dp
for(j=1;j<=top;j++)
{
f[sta[j]][poi]=f[poi][sta[j]]=max(mi,f[fa[poi]][sta[j]]);
}
sta[++top]=poi;
for(j=1;j<=n;j++)
if(!p[j]&&low[j]>a[poi][j])
{
fa[j]=poi; ////更新父節點
low[j]=a[poi][j];
}
}
return ans;
}
int SMST()
{
int tmp=prim(),i,j,mi=INF;
printf("SMT: %d\n",tmp);
for(i=1;i<=n;i++)
{
for(j=1;j<=n;j++)
{
if(i!=j&&a[i][j]!=INF&&fa[i]!=j&&fa[j]!=i) ////fa[i]!=j&&fa[j]!=i表示這兩個點之間的邊沒有在最小生成樹中
{
mi=min(mi,a[i][j]-f[i][j]);
}
}
}
return tmp+mi;
}
int main()
{
int i,j;
while(scanf("%d",&n)!=EOF)
{
for(i=1;i<=n;i++)
for(j=1;j<=n;j++)
scanf("%d",&a[i][j]);
printf("SMST: %d\n",SMST());
}
return 0;
}
/* 測試數據
4
0 4 9 21
4 0 8 17
9 8 0 16
21 17 16 0
*/
參考文章:http://www.cnblogs.com/hxsyl/p/3290832.html
http://blog.sina.com.cn/s/blog_63509b890100r445.html