[算法日常] 分层图最短路
[算法日常] 分层图最短路
定义
对于一个可以跑最短路的图 G G G,有 k k k 次可以 改变权值 的机会的问题,我们叫它分层图最短路。
前置知识
- 最短路(建议使用 dijkstra)
- dp
解法
解法1:二维dp
首先根据 dijkstra 算法中的松弛操作数组 dis[i]
入手,原意是表示点 i i i 到起点 s s s 的最短路。
那么可以多设一维,dis[i][j]
表示节点 i i i 用了 j j j 次机会时距离 s s s 的最短路。
那么在跑最短路的过程中,在松弛操作里,就可以把状态转移方程推一下:
d i s i , j = m i n ( m i n ( d i s f r o m , j + w ) , m i n ( d i s f r o m , j − 1 ) ) dis_{i,j}=min(min(dis_{from,j}+w),min(dis_{from,j-1})) disi,j=min(min(disfrom,j+w),min(disfrom,j−1))
上面意思是松弛操作看看是不用机会好还是用了机会好。
解法2:多建点边
这种方法我认为是最适合萌新(比如我)学的解法。因为它十分好理解。
设我们改变的权值为 w w w。
原图可认为是第一层的原图,而此方法是再新建了 k k k 层,每层对应的节点用 w w w 连接。
例子:
假设我们有这么一张图:
其中 k = 1 k=1 k=1。
那么我们建的图就是这样的:
十分抽象
注意到,我们真正的节点仅有 1 ∼ 5 1\sim 5 1∼5,而我们却建了 1 ∼ k × n 1\sim k\times n 1∼k×n,共 k k k 层,中间用可修改的权值连接。
且对应的 i × n + u i\times n+u i×n+u 连接的肯定是对应的 ( i + 1 ) × n + v (i+1)\times n+v (i+1)×n+v 或 ( i − 1 ) × n + v (i-1)\times n+v (i−1)×n+v。
这么做也就是分层图的名字来源。
那么很显然了,我们就从 s s s 号节点做最短路,跑到我们需要的节点 t t t,并且再取个 m i n ( d i s 1 × n + t ∼ d i s k ∗ n + t ) min(dis_{1\times n+t}\sim dis_{k*n+t}) min(dis1×n+t∼disk∗n+t)。因为有可能 k k k 次机会没有用完。
或者不用取最小值,可以在每个 i × n + t i\times n+t i×n+t 连个 w w w 的边。最后直接求 d i s k × n + t dis_{k\times n+t} disk×n+t。
易错点
注意边数!!!特别是打链式前向星的同学们(比如我)很经常栽在没建够图上,请算清楚,一共有 4 × ( k + 1 ) × n 4\times (k+1)\times n 4×(k+1)×n 条边!
例题:
[JLOI2011] 飞行路线
显然分层图,且 w w w 为 0 0 0。
代码:
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ljl long long
#define PII pair<ljl,ljl>
#define mk make_pair
const ljl K=15,M=2e6+5,N=(1e4+5)*K,inf=1e18;
ljl n,m,k,head[N],cnt_e,u,v,w,s,t,dis[N],ans;
bool vis[N];
priority_queue <PII ,vector < PII > , greater< PII > > heap;
struct E{ljl to,w,pre;
}e[M<<1];
inline void add(ljl from,ljl to,ljl w)
{e[++cnt_e].to=to;e[cnt_e].w=w;e[cnt_e].pre=head[from];head[from]=cnt_e;return;
}
inline void init()
{memset(dis,0x3f3f3f3f,sizeof(dis));memset(vis,0,sizeof(vis));while(!heap.empty())heap.pop();return;
}
inline void dijk()
{init();dis[s]=0;heap.push(mk(0,s));while(!heap.empty()){ljl u=heap.top().second;heap.pop();if(vis[u]) continue;vis[u]=true;for(ljl i=head[u];i;i=e[i].pre){ljl v=e[i].to;if(dis[v]>dis[u]+e[i].w){dis[v]=dis[u]+e[i].w;heap.push(mk(dis[v],v));}}}return;
}
int main(){scanf("%lld%lld%lld",&n,&m,&k);scanf("%lld%lld",&s,&t);for(ljl i=1;i<=m;i++){scanf("%lld%lld%lld",&u,&v,&w);add(u,v,w);add(v,u,w);//重点建图!!!!!!for(ljl j=1;j<=k;j++)//往下建k层{add(u+(j-1)*n,v+j*n,0);add(v+(j-1)*n,u+j*n,0);add(u+j*n,v+j*n,w);add(v+j*n,u+j*n,w);}}for(ljl i=1;i<=k;i++)//上述,最后直接取最小值即可,不用考虑是否用完k次机会add(t+(i-1)*n,t+i*n,0);dijk();printf("%lld\n",dis[t+k*n]);return 0;
}
[BJWC2012] 冻结
解题思路显然,不过唯一不同就是修改的边权不是 0 0 0,而是 w 2 \frac{w}{2} 2w。
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ljl long long
#define PII pair<ljl,ljl>
#define mk make_pair
const ljl K=25,M=5e6+5,N=(1e4+5)*K,inf=1e18;
ljl n,m,k,head[N],cnt_e,u,v,w,s,t,dis[N],ans;
bool vis[N];
priority_queue <PII ,vector < PII > , greater< PII > > heap;
struct E{ljl to,w,pre;
}e[M<<1];
inline void add(ljl from,ljl to,ljl w)
{e[++cnt_e].to=to;e[cnt_e].w=w;e[cnt_e].pre=head[from];head[from]=cnt_e;return;
}
inline void init()
{memset(dis,0x3f3f3f3f,sizeof(dis));memset(vis,0,sizeof(vis));while(!heap.empty())heap.pop();return;
}
inline void dijk()
{init();dis[s]=0;heap.push(mk(0,s));while(!heap.empty()){ljl u=heap.top().second;heap.pop();if(vis[u]) continue;vis[u]=true;for(ljl i=head[u];i;i=e[i].pre){ljl v=e[i].to;if(dis[v]>dis[u]+e[i].w){dis[v]=dis[u]+e[i].w;heap.push(mk(dis[v],v));}}}return;
}
int main(){scanf("%lld%lld%lld",&n,&m,&k);s=1,t=n;for(ljl i=1;i<=m;i++){scanf("%lld%lld%lld",&u,&v,&w);add(u,v,w);add(v,u,w);for(ljl j=1;j<=k;j++){add(u+(j-1)*n,v+j*n,w/2);add(v+(j-1)*n,u+j*n,w/2);add(u+j*n,v+j*n,w);add(v+j*n,u+j*n,w);}}for(ljl i=1;i<=k;i++)add(t+(i-1)*n,t+i*n,0);dijk();printf("%lld\n",dis[t+k*n]);return 0;
}
是的,我压根就没有重新打代码,就是改了一些细节。
总结
分层图最短路实现不难,难在它的思路以及变通。之所以从 提高+/省选- -> 普及+/提高 可能就是因为 CCF 今年重视了思路应用,而不是代码实现吧。。
预祝大家 CSP-J/S 2024 RP++!!!