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图论合集

时间：2023-09-10 16:11:30浏览次数：70  
标签：图论 le int 短路 maxn push 合集 dis

最短路算法

全源最短路

问题

给出一张图 \(G\)，询问任意两点之间的最短路径。

Floyd 算法

我们令 \(f_{k,i,j}\) 为只能经过 \(1 \sim k\) 的节点的最短路。

那么初始化 \(f_{0,i,j}\) 为两点之间边权或者极大值。

容易得到 \(f_{k,i,j}=\min(f_{k,i,j},f_{k-1,i,x}+f_{k-1,x,j})\)。

那么 \(f_{n,u,v}\) 就是 \(u \to v\) 的最短路。

显然第一维对于答案没有影响，那么压掉之后空间就优化成了 \(O(n^2)\)。

时间复杂度 \(O(n^3)\)。

for(int k=1;k<=n;k++){
	for(int i=1;i<=n;i++){
		for(int j=1;j<=n;j++){
			f[i][j]=min(f[i][j],f[i][k]+f[k][j]);
		}
	}
}

单源最短路

Dijkstra 算法

Dijkstra 可以求出一个非负权边图的一个点 \(s\) 到其他所有点的最短路。

令 \(dis_i\) 为 \(s \to i\) 的最短路。

初始化所有 \(dis=\inf\)。

重复执行以下操作，直到每个点的最短路都确定：

  1. 从所有不确定最短路的点中，选取一个当前最短路最小的点，此时可以证明它的当前最短路就是它的最短路。

  2. 更新这个点的所有出边到达的所有点的 \(dis\)。（若当前点为 \(u\)，到达的点为 \(v\)，边权 \(w\)，则 \(dis_v=\min(dis_v,dis_u+w)\)。这个操作称作松弛操作。

时间复杂度为 \(O(n^2)\)。

Dijkstra 的堆优化

不难发现上述操作 \(1\) 可用堆进行优化。

将所有松弛到的点丢进一个堆里，每次取堆顶就可以了。

时间复杂度 \(O(n \log m)\)。

使用时需要根据图的性质来选择是否使用堆优化。

struct edge{
	int to,v;
};
struct node{
	int v,w;
	bool operator <(node a) const{
		return w>a.w;
	}
}wsy;
vector<edge> G[maxn]; 
priority_queue<node> q;
void wsyAKIOI(){
	dis[s]=0;
	wsy={s,0};
	q.push(wsy);
	while(q.size()){
		int u=q.top().v;
		q.pop();
		if(vis[u]) continue;
		vis[u]=1;
		for(int i=0;i<G[u].size();i++){
			int v=G[u][i].to,val=G[u][i].v;
			if(dis[v]>dis[u]+val){
				dis[v]=dis[u]+val;
				if(!vis[v]){
					wsy={v,dis[v]};
					q.push(wsy);
				}
			}
		}
	}
}

Bellman-Ford 算法

上述提到了一个松弛式子：\(dis_u=\min(dis_u,dis_v+w)\)。

Bellman–Ford 算法所做的，就是不断尝试对图上每一条边进行松弛。我们每进行一轮循环，就对图上所有的边都尝试进行一次松弛操作，当一次循环中没有成功的松弛操作时，算法停止。

不难发现每次操作时 \(O(m)\) 的。

由于一条最短路最多包含 \(n-1\) 条路径，所以循环最多执行 \(n-1\) 次。

时间复杂度 \(O(nm)\)。

Bellmax-Ford 算法较于 Dijkstra 的好处就是可以求含负权边图的最短路。

Bellman-Ford 的队列优化——SPFA

不难发现只有上一次被松弛的结点所连接的边才有可能引起下一次的松弛操作。

每次松弛操作的时候塞进一个队列里面，访问的就只有必要的边了。

void spfa(int s){
	q.push(s);
	inq[s]=114514;
	while(q.size()){
		int u=q.front();
		inq[u]=0;
		q.pop();
		for(int i=0;i<G[u].size();i++){
			int v=G[u][i].e,w=G[u][i].v;
			if(dis[v]>dis[u]+w){
				dis[v]=dis[u]+w;
				if(!inq[v]){
					inq[v]=1;
					q.push(v);
				} 
			}
		}
	}
}

由于 SPFA 可以被神奇数据卡到 \(O(nm)\)，所以没有负权边的时候还是用 Dijkstra 好。

应用

差分约束

差分约束，是由 \(n\) 个变量 \(x_1,x_2,x_3,\dots,x_n\) 以及 \(m\) 个约束条件组成的特殊 \(n\) 元一次不等式组，每个不等式（称为约束条件）形如

\[\boxed{x_i-x_j \le c_k(1 \le i,j \le n,i \neq j,1 \le k \le m)} \]

其中 \(c_k\) 为常数。

我们需要对这个 \(n\) 元一次不等式组求出任意一组解，或判断无解。

考虑如何来处理这个问题。

我们对约束条件 \(x_i-x_j \le c_k\) 变形为 \(x_i \le x_j+c_k\)，不难注意到这个式子与单源最短路中 \(dis_y \le dis_x+w\) 的式子不能说非常相似，只能说一模一样。

所以我们便可以对于每个约束条件，连一条 \(j \to i\) 的有向边，边权为 \(c_k\)。

因为我们的图可能不联通，所以我们需要建立一个超级源点 \(s\)，向每个点建立一条权值为 \(0\) 的有向边。由于有负权边，所以我们跑 SPFA。若途中存在负环，则该 \(n\) 元一次不等式组无解，否则，\(x_i=dis_i\) 即为该不等式组的一组解。

我们又不难注意到对于一组解中的每个数都加上一个常数，得到的仍然是该不等式组的一组解，因为这个常数在做差时会被消掉。

例1【模板】差分约束算法

差分约束模板题。

代码：

#include<bits/stdc++.h>
#define ll long long
using namespace std;
int n,m;
const int maxn=5001;
struct node{
	int e,v;
};
vector<node> G[maxn+10];
int dis[maxn],cnt[maxn],vis[maxn];
queue<int> q;
bool spfa(int s){
	memset(dis,63,sizeof(dis));
	dis[s]=0,vis[s]=1;
	q.push(s);
	while(!q.empty()){
    	int u=q.front();
    	q.pop(),vis[u]=0;
    	for(int i=0;i<G[u].size();i++){
    		node ed=G[u][i];
      		int v=ed.e,w=ed.v;
      		if(dis[v]>dis[u]+w){
        		dis[v]=dis[u]+w;
        		cnt[v]=cnt[u]+1;
        		if(cnt[v]>n) return 0;
       			if(!vis[v]) q.push(v),vis[v]=1;
      		}
    	}
  	}
  	return 1;
}
int main(){
	ios::sync_with_stdio(false);
	cin.tie(0),cout.tie(0);
	cin>>n>>m;
	for(int i=1;i<=m;i++){
		int a,b,c;
		cin>>a>>b>>c;
		G[b].push_back((node){a,c});
	}
	for(int i=1;i<=n;i++){
		G[0].push_back((node){i,0});
	}
	if(!spfa(0)){
		puts("NO");
	}
	else{
		for(int i=1;i<=n;i++){
			cout<<dis[i]+114514<<" ";
  			//由于上文提到的性质所以这么做是没问题的
		}
	}
	return 0;
}

例2 小 K 的农场

对于第一种约束，列出不等式 \(x_a-x_b \ge c\)，变形可得到 \(x_b-x_a \le -c\)，所以对于第一种约束条件，连一条 \(a \to b\) 边权为 \(-c\) 的边。

对于第二种约束，列出不等式 \(x_a-x_b \le c\)，连一条 \(b \to a\) 边权为 \(c\) 的边。

对于第三种约束，列出等式 \(x_a=x_b\)，我们可以看做不等式 \(x_a-x_b \le 0\) 或 \(x_b-x_a \le 0\)。前者连一条 \(b \to a\) 的边，后者连一条 \(a \to b\) 的边，边权皆为 \(0\)。

然后 SPFA 即可。

#include<bits/stdc++.h>
#define ll long long
using namespace std;
const int maxn=5000+10;
int n,m,dis[maxn],inq[maxn],cnt[maxn];
struct edge{
	int e,v;
};
vector<edge> G[maxn];
queue<int> q;
bool spfa(int s){
	q.push(s);
	inq[s]=1;
	cnt[s]++;
	while(q.size()){
		int u=q.front();
		q.pop();
		inq[u]=0;
		for(int i=0;i<G[u].size();i++){
			int v=G[u][i].e,w=G[u][i].v;
			if(dis[v]>dis[u]+w){
				//cout<<"考虑对"<<u<<"->"<<v<<"松弛"<<endl; 
				dis[v]=dis[u]+w;
				//cout<<"松弛后为"<<dis[u]<<endl;
				cnt[v]=cnt[u]+1;
				if(cnt[v]>n) return 0;
				if(!inq[v]){
					q.push(v);
					inq[v]=1;
				}
			}
		}
	}
	return 1;
}
int main(){
	ios::sync_with_stdio(false);
	cin.tie(0),cout.tie(0);
	memset(dis,0x7f,sizeof(dis));
	dis[0]=0;
	cin>>n>>m;
	for(int i=1;i<=m;i++){
		int op;
		cin>>op;
		if(op==1){
			int a,b,c;
			cin>>a>>b>>c;
			G[a].push_back((edge){b,-c});
		}
		if(op==2){
			int a,b,c;
			cin>>a>>b>>c;
			G[b].push_back((edge){a,c});
		}
		if(op==3){
			int a,b;
			cin>>a>>b;
			G[a].push_back((edge){b,0});
		}
	}
	for(int i=1;i<=n;i++){
		G[0].push_back((edge){i,0});
	}
	if(spfa(0)) puts("Yes");
	else puts("No");
	return 0;
}

例3 [1007]倍杀测量者

不难注意到对每个不等式取 \(\log\) 即可让乘法转换为加法。

\(x_i \ge (k-t) \times x_j\)

即可变形为

\(\log(x_i) \ge \log(k-t) + \log(x_j)\)。

显然不可能暴力枚举所有 \(t\)。

我们又双叒叕不难注意到答案序列显然有单调性。

所以二分即可，check 函数写个差分约束判一下就行。

代码：

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn=1100;
struct flag{
	int op,a,b,k;
}fl[maxn];
struct edge{
	int nxt,to,tag;
	double w;
}a[maxn<<1];
int n,s,t,c[maxn],fr[maxn],head[maxn],cnt,vis[maxn],gt[maxn];
double l=0,r=1e18,T=-1,dis[maxn];
queue<int> q;
void add(int x,int y,int tag,double w){
	a[++cnt]=(edge){head[x],y,tag,log2(w)};
	head[x]=cnt;
}
int check(double T){
    memset(head,0,sizeof head);
    memset(fr,0,sizeof fr);
	cnt=0;
    while(q.size()){
    	q.pop();
	}
    for(int i=1;i<=n;i++){
    	if(c[i]){
        	add(i,0,1,c[i]);
			add(0,i,0,c[i]);
		}
	}
    for(int i=1;i<=s;i++){
        int a=fl[i].a,b=fl[i].b,k=fl[i].k,op=fl[i].op;
		if(c[a]&&c[b]&&((op==1&&c[a]<c[b]*(k-T))||(op==2&&c[a]*(k+T)<c[b]))){
			return 1;
		} 
        if(op==1){
			add(a,b,1,k-T);
		}
        else{
        	add(a,b,0,k+T);
		}
    }
	for(int i=0;i<=n;i++){
		dis[i]=0;
		fr[i]=0;
		q.push(i);
		vis[i]=1;
	}
	while(q.size()){
		int x=q.front();
		for(int i=head[x];i;i=a[i].nxt){
			int u=a[i].to;
			double w;
			if(a[i].tag){
				w=dis[x]-a[i].w;
			}
			else{
				w=dis[x]+a[i].w;
			}
			if(dis[u]<=w&&dis[u]!=-1){
				goto luqyou;
			}
			dis[u]=w;
			fr[u]=fr[x]+1;
			if(fr[u]==n+2) return 1;
			if(!vis[u]){
				q.push(u);
				vis[u]=1;
			}
			luqyou:;
		}
		q.pop();
		vis[x]=0;
	}
    return 0;
}
int main(){
	ios::sync_with_stdio(false);
	cin.tie(0),cout.tie(0);
    cin>>n>>s>>t;
    for(int i=1;i<=s;i++){
        int op,a,b,k;
		cin>>op>>a>>b>>k;
        fl[i]=(flag){op,a,b,k};
        if(op==1){
        	r=min(r,(double)k-1e-8);
		}
    }
    for(int i=1;i<=t;i++){
    	int x,y;
    	cin>>x>>y;
		c[x]=y;
	}
    while(r-l>1e-6){
        double mid=(l+r)/2.0;
        if(check(mid)){
        	l=mid;
        	T=mid;
		}
		else{
			r=mid;
		}
    }
    if(T==-1){
    	puts("-1"); 
	}
	else{
		printf("%.10lf",T);
	}
	return 0;
}

标签：图论,le,int,短路,maxn,push,合集,dis
From： https://www.cnblogs.com/luqyou/p/17691340.html

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