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本帖最后由 柿子饼同学 于 2024-8-30 13:00 编辑
包括
网络流初步, 差分约束, 同余最短路, Kruskal重构树
最大流板子都是一样的, 关键在于建模和连边, 限制比较多并且问你匹配的时候要想到
拆点是按照状态来拆的, 例如不同时间的门...
建图要按照如何解决问题来建, 不同的行为可以抽象成连边放进图
差分约束解决一些不等式问题, 求最短路意味着 a b 之间的差值最大为多少... 来判断可行性唯一性之类的
同余最短路解决构成问题, 选取一个最小的数字, 按照她取模分类, 跑最短路可以得到一系列最小的模她为定值的数字
遇到图上路径最大值不超过/不小于之类问题要想到重构树图论注意连通性
网络流 Dinic 算法板子 + 前向星:
- int st, ed;
- struct Graph {
- struct Edge {
- int v, cap, nxt;
- } e[K];
- int tot, H[M];
- Graph() {
- memset(H, -1, sizeof(H));
- tot = 0;
- }
- void Add(int u, int v, int w) {
- e[tot] = { v, w, H[u] };
- H[u] = tot++;
- e[tot] = { u, 0, H[v] };
- H[v] = tot++;
- }
- } g;
- struct Max_Flow {
- int dep[M], cur[M];
- bool bfs() {
- queue<int> q;
- memset(dep, 0, sizeof(int) * (ed + 1));
- dep[st] = 1;
- q.emplace(st);
- while (!q.empty()) {
- int u = q.front(), v, c;
- q.pop();
- for (int i = g.H[u]; ~i; i = g.e[i].nxt) {
- v = g.e[i].v, c = g.e[i].cap;
- if (c && !dep[v]) {
- dep[v] = dep[u] + 1;
- q.emplace(v);
- }
- }
- }
- return dep[ed];
- }
- int dfs(int u, int mf) {
- if (u == ed || !mf)
- return mf;
- int v, c, d;
- for (int& i = cur[u]; ~i; i = g.e[i].nxt) {
- v = g.e[i].v, c = g.e[i].cap;
- if (dep[v] == dep[u] + 1 && c) {
- if (d = dfs(v, min(mf, c))) {
- g.e[i].cap -= d;
- g.e[i ^ 1].cap += d;
- return d;
- }
- }
- }
- return 0;
- }
- int Dinic() {
- int res = 0, flow;
- while (bfs()) {
- for (int i = 0; i <= ed; i++) {
- cur[i] = g.H[i];
- }
- while (1) {
- flow = dfs(st, INT_MAX);
- if (!flow)
- break;
- res += flow;
- }
- }
- return res;
- }
- } mf;
复制代码
B - 圆桌问题
把每个单位向各个桌子连一道流量为1的边
由源点向每个单位连上 连上单位人数的边
由每个圆桌向汇点连上 圆桌人数的边
然后跑一下最大匹配 如果最大匹配数等于所有单位的人数和
C - 发抖的牛
二分时间, 连边
D - dining
注意每个牛只能吃一种食物饮料, 所以需要把每头牛拆成两个点, 中间连权值为 1 的边
E - 紧急疏散
二分时间, 把门拆成每个时间的门,
bfs 预处理每个人到每个门的时间, 二分之后建图就把人到门建边, 但是如何解决很多人同时进门?
我们把每个门向她的 时间+1 的门连一个 inf 流量的边, 就表示如果当前时间有人进门了, 同时来到门前的人需要顺位进入下一个时间的门
差分约束系统
F - 狡猾的商人
带权并查集维护区间和, 每次询问 s[r] - s[l - 1]
H - FES
首先连边, 她问的唯一, 考虑 scc 中才具有唯一性, 不同 scc 只有大小关系
所以缩点然后跑最长路, 求出这个 scc 中的最小差值,
因为只可以 相等或 >= 1, 所以这个差值就是取值范围
每个 scc 这样搞就行了
I - 天平
求出两个砝码最大最小差多少, 然后按照不等式把和柿改成差判断就行
注意只需要满足一对即可
同余最短路
J - 等式
- #include <bits/stdc++.h>
- using namespace std;
- typedef long long ll;
- const int N = 5e5 + 5;
- const int M = 14;
- // 同余最短路
- // 假设 mn 是 a[] 中的一个, 如果一个数字 x 能被表示出来, 那么 y = (x + mn*k) 也可以被表示出来
- // 而 x = y (mod mn)
- // 用 dis[i] 表示最小的 x 使得 x % mn = i, i 属于 [0, mn - 1]
- // 跑最短路, 起点是 0 保证 x 一定能被表示出来
- // i 向 i + a[j] 连边, 边权是 a[j]
- // 然后算答案就行了
- struct Edge {
- ll v, w;
- Edge(ll x, ll y) { v = x, w = y; }
- };
- int n;
- ll l, r, a[M], mn = 1e9;
- // spfa
- vector<Edge> g[N];
- ll dis[N];
- bitset<N> vis;
- void Spfa() {
- memset(dis, 0x3f, sizeof(dis));
- queue<int> q;
- dis[0] = 0;
- q.emplace(0);
- while (!q.empty()) {
- auto u = q.front();
- q.pop();
- vis[u] = 0;
- for (auto y : g[u]) {
- auto v = y.v, w = y.w;
- if (dis[v] > dis[u] + w) {
- dis[v] = dis[u] + w;
- if (vis[v])
- continue;
- vis[v] = 1;
- q.emplace(v);
- }
- }
- }
- }
- ll Query(ll x) {
- ll res = 0;
- for (int i = 0; i < mn; i++) {
- if (dis[i] > x)
- continue;
- res += (x - dis[i]) / mn + 1;
- }
- return res;
- }
- int main() {
- ios::sync_with_stdio(0);
- cin.tie(0);
- cin >> n >> l >> r;
- for (int i = 1; i <= n; i++) {
- cin >> a[i];
- // 可能有 0, 跳过
- if (a[i])
- mn = min(mn, a[i]);
- }
- for (int i = 0; i < mn; i++) {
- for (int j = 1; j <= n; j++) {
- if (!a[j] || a[j] == mn)
- continue;
- g[i].emplace_back((i + a[j]) % mn, a[j]);
- }
- }
- Spfa();
- cout << Query(r) - Query(l - 1);
- return 0;
- }
复制代码
Kruskal 重构树
求最小/最大生成树的时候合并边上的两个点, 新建一个点, 权值是边权, 连向这两个点
最后形成了二叉树, 就可以套用树上问题做了
注意连通性
K - 货车运输
最大生成树 或者 重构树求 lca
还有一些奇妙的解法:
跟第一种写法差不多,只不过构建最大生成树时我们不路径压缩,用按秩合并的方法,把深度小的点合并到大的点上面。
注意了,此时连边并不是把两个点直接连边,而是把它们的祖先连边(边权还是一样)。
可以证明:因为我们是按边从大到小加的,而要查询路径上的边权最小值。
此时,这条边把两个集合合并在了一起,那么一个集合到另一个集合必定要经过这条边,而这条边又是目前最小的(其它边可以不管了),所以我们只用确保路径经过了这条边即可。
按照这样构成的生成树深度最多只有log(n),因此找路径暴力遍历即可。
L - 删边
给一个图, 每次询问 k 个点, 求最小的 x 使得小于等于 x 的边删掉之后 k 个点互相不连通
建生成树, 把 k 个点按照 dfn 排序, 每次求相邻点的 lca 取 min 即可
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