JZOJ 3348. 【NOI2013模擬】祕密任務
題目
Description
Input
第一行 包含一個正整數T,表示有T組測試數據。接下來依次是T組測試數據。
每組測試數據的第一行包含兩個整N、M。
第二行包含 N - 1個正整數,依次表示 A1,A2, …,AN-1。
接下來 M行,每行爲三個整數:ui、vi、ci,表示一條連接城市ui和城市vi的路程等於ci的高速公路。
Output
輸出 T行, 依次表示每組測試數據的答案。若最優方案唯一則輸出“Yes”和最小代價,否則輸出“No”和最小代價。字符串和整數之間請用一個空格隔開 。
Sample Input
3
3 3
2 4
1 3 23
3 2 12
2 1 11
4 4
3 2 2
1 2 1
2 3 1
3 4 1
4 1 1
3 4
3 2
1 2 1
2 3 2
2 3 19
3 1 4
Sample Output
Yes 4
Yes 3
No 2
Hint
第 1組測試數據:最優 方案是在城市1設立兩個檢查點。
第 2組測試數據:最優方案是城市1的高速公路 (1, 4 )的出入口設立檢查點。
第 3組測試數據:最優方案是在城市2設立一個檢查點,不過既可以設置在高速公路(1, 2)的出入口,也可以設置在高速公路(2, 3)的出入口 。
Data Constraint
對於 10% 的數據: 2≤N≤10 , 1≤M≤20。
另有 40% 的數據: 最優方案是唯一的。
對於 100% 的數據: 2≤N≤400, 1≤M≤4000,1≤T≤5,1≤Ai, c≤10^9。無向圖可能有重邊 。
題解
- 這是一道好題,內涵豐富,值得學習,並且反思總結。
- 以下內容是詳細的思考過程,其中也包含不少他人的指導,十分可貴。
- 首先分析題目,要求走的是最短路,那麼先建出最短路圖,
- 方法一般爲,
- 從開始做一邊單源最短路,然後從開始遍歷,
- 設當前的點爲,當前邊權值爲,指向的點爲,
- 僅當才說明這是最短路圖中的邊(易證),然後把這條邊加入最短路圖,接着走向繼續遍歷。
- 其中要注意,因爲每個點與每條邊可能會走過多次,爲了防止重複,必須將已經過的點標記。
- 其實也可以用另一種方法代替這種遍歷,
- 直接搜索每一條變,只要滿足就加入最短路圖,
- (不用判斷,因爲如果這樣同一條邊會被加入兩次)
- 記得上面的最短路圖是有向的。
- 題目要求到無法聯通,顯而易見,這就是求最小割模型,
- 將最短路圖中每條邊的權值賦爲,當然,如果其中一個點爲,那麼權值只能取另一點的值,
- 再根據最大流等於最小割,就可以計算出答案了。
- 然而這樣並沒有結束,還需要判斷答案的唯一性,怎麼做?
- 這就相當於判斷最小割的唯一性?
- 不一定!
- 但首先需要判斷最小割的唯一性,
- 可以找出所有必割的邊,當且僅當必割的邊權值之和爲最小割,才說明最小割的方案是唯一的,
- 問題來了,哪些邊是必割的?
- 有一個不是特別顯然的性質:
- 如果有向邊必割則殘餘網絡中存在至少一條從到的路徑和一條從到的路徑,
- 不妨這樣想,如果不存在這樣的路徑,那麼就不是必割的(儘管不是特別嚴謹)。
- 還有一種判斷的方法(來自網絡):
- 設從沿殘餘網絡能到達的點的集合爲,所有能沿殘餘網絡到達的點的集合爲,總的點集(不是讀入的,是最短網絡中的)爲,
- 若那麼不唯一,否則唯一。(感性理解)
- 於是對於前一種判定的方法,先把能走到的和能走到的標記上,
- 搜一邊每條邊(不重不漏),符合條件(如上)的將邊權加入中,
- 注意這裏因爲已經跑過了一邊網絡流,邊權的一部分可能會在其反向邊內,所以它的邊權應該是(符號是異或).
- 如果,那麼一定不唯一。
- 一般的判斷最小割的唯一性,到此已經結束了,但這題還有特殊的地方,
- 如果一條必割的邊,滿足,即說明關卡可以設在也可以設在,所以也是不唯一的。
代碼
#include<cstdio>
#include<cstring>
using namespace std;
#define N 410
#define M 4010
#define LL long long
int bz[N],q[M*10],n,m;
int to[M*2],next[M*2],last[N],len;
int to1[M*2],next1[M*2],last1[N],len1;
int cur[N],gap[N],ds[N];
LL a[N],ln[M*2],ln1[M*2],dis[N];
int bs[N],bt[N];
void add(int x,int y,LL c)
{
to[++len]=y;
ln[len]=c;
next[len]=last[x];
last[x]=len;
}
void add1(int x,int y,LL c)
{
to1[++len1]=y;
ln1[len1]=c;
next1[len1]=last1[x];
last1[x]=len1;
}
LL min(LL x,LL y)
{
return x<y?x:y;
}
LL dg(int k,LL flow)
{
if(k==n) return flow;
LL have=0;
for(int i=cur[k];i;i=next1[i])
if(ds[to1[i]]+1==ds[k]&&ln1[i])
{
cur[k]=i;
LL now=dg(to1[i],min(flow-have,ln1[i]));
ln1[i]-=now,ln1[i^1]+=now,have+=now;
if(flow==have) return have;
}
cur[k]=last1[k];
if(!(--gap[ds[k]])) ds[1]=n;
++gap[++ds[k]];
return have;
}
void dfs(int k)
{
bs[k]=1;
for(int i=last1[k];i;i=next1[i])
if(ln1[i]&&dis[k]>dis[to1[i]]&&!bs[to1[i]]) dfs(to1[i]);
}
void dfs1(int k)
{
bt[k]=1;
for(int i=last1[k];i;i=next1[i])
if(ln1[i^1]&&dis[k]<dis[to1[i]]&&!bt[to1[i]]) dfs1(to1[i]);
}
int main()
{
int tn,i,j,x,y;
LL c;
scanf("%d",&tn);
while(tn--)
{
memset(last,0,sizeof(last));
memset(last1,0,sizeof(last1));
len=len1=1;
scanf("%d%d",&n,&m);
for(i=1;i<n;i++) scanf("%lld",&a[i]);
for(i=1;i<=m;i++)
{
scanf("%d%d%lld",&x,&y,&c);
add(x,y,c),add(y,x,c);
}
memset(dis,127,sizeof(dis));
memset(bz,0,sizeof(bz));
dis[n]=0,bz[n]=1,q[1]=n;
int l=0,r=1;
while(l<r)
{
int k=q[++l];
for(int i=last[k];i;i=next[i])
{
int g=to[i];
if(dis[k]+ln[i]<dis[g])
{
dis[g]=dis[k]+ln[i];
if(!bz[g]) bz[g]=1,q[++r]=g;
}
}
bz[k]=0;
}
for(i=1;i<=n;i++)
for(j=last[i];j;j=next[j]) if(dis[to[j]]+ln[j]==dis[i])
{
if(to[j]==n) add1(i,to[j],a[i]); else add1(i,to[j],min(a[i],a[to[j]]));
add1(to[j],i,0);
}
memset(gap,0,sizeof(gap));
memset(cur,0,sizeof(cur));
memset(ds,0,sizeof(ds));
gap[0]=n;
LL s=0;
while(ds[1]<n) s+=dg(1,dis[0]);
int ok=1;
memset(bs,0,sizeof(bs));
memset(bt,0,sizeof(bt));
dfs(1),dfs1(n);
LL ss=0;
for(i=1;i<=n;i++) if(ok)
for(j=last1[i];j;j=next1[j])
{
int k=to1[j];
if(!bs[i]||!bt[k]||dis[i]<dis[k]) continue;
ss+=ln1[j]+ln1[j^1];
if(k!=n&&a[i]==a[k])
{
ok=0;
break;
}
}
if(ss!=s) ok=0;
if(ok) printf("Yes "); else printf("No ");
printf("%lld\n",s);
}
return 0;
}