BZOJ1758 [Wc2010]重建计划(二分答案+点分治+单调队列)
来源:互联网 发布:淘宝延长收货三天 编辑:程序博客网 时间:2024/06/09 22:52
【题解】
利用平均数的一个性质:若每个元素都减去x,平均数也减小x,因此可以二分答案Ave,求所有边权值减去Ave后,有无含L~U条边,权值和非负的路径
-> 树的含L~U条边的最长路权值和是否>=0
点分治即可。优化:
1.先求root,再二分,可以避免多次求root
2.先只求经过root的路径的最优Ave,并把它作为 递归求不经过root的路径 时的二分下界
判断该Ave是否可行时,要得到若干不在同一子树上的链,就不从root,而从root的每个子树递归,求出每个子树v[]在每一深度下的最长路径
枚举最优路径在当前子树v[i]下的深度,若为j,则该路径在前1~i-1棵子树中,取边数(即深度)为[L-i,U-i]的最长路径
用数组mx[j]记录前1~i-1棵子树中深度为j的所有路径的最长长度
显然,当子树v[i]确定后,mx[j]数组关于j是单调的,可以用单调队列维护定长区间内的最值
点分治算法中,树有logN层,每层中的各个点getroot,getd总时间复杂度都是O(N)的,因此算上二分答案,该算法复杂度为:O(NlogNloglim)
利用平均数的一个性质:若每个元素都减去x,平均数也减小x,因此可以二分答案Ave,求所有边权值减去Ave后,有无含L~U条边,权值和非负的路径
-> 树的含L~U条边的最长路权值和是否>=0
点分治即可。优化:
1.先求root,再二分,可以避免多次求root
2.先只求经过root的路径的最优Ave,并把它作为 递归求不经过root的路径 时的二分下界
判断该Ave是否可行时,要得到若干不在同一子树上的链,就不从root,而从root的每个子树递归,求出每个子树v[]在每一深度下的最长路径
枚举最优路径在当前子树v[i]下的深度,若为j,则该路径在前1~i-1棵子树中,取边数(即深度)为[L-i,U-i]的最长路径
用数组mx[j]记录前1~i-1棵子树中深度为j的所有路径的最长长度
显然,当子树v[i]确定后,mx[j]数组关于j是单调的,可以用单调队列维护定长区间内的最值
给个图方便理解:
点分治算法中,树有logN层,每层中的各个点getroot,getd总时间复杂度都是O(N)的,因此算上二分答案,该算法复杂度为:O(NlogNloglim)
因此,不能在操作每个点时使用O(N)的算法,只能在操作每一层时使用均摊O(N)的算法
细节见代码中的注释
#include<stdio.h>#include<stdlib.h>double INF=1000000;double w[200005]={0},d[100005]={0},a[100005]={0},mx[100005]={0};int v[200005]={0},first[100005]={0},next[200005]={0},size[100005]={0},maxsize[100005]={0},vis[100005]={0},q[100005]={0};double lim=0.0,ans=0.0,ave;int n,e=0,L,U,root=0,sum,maxdeep;int min(int a,int b){ if(a<b) return a; return b;}void tj(int x,int y,double z){ v[++e]=y; w[e]=z; next[e]=first[x]; first[x]=e;}void getroot(int x,int fa){ int i; size[x]=1; maxsize[x]=0; for(i=first[x];i!=0;i=next[i]) if(v[i]!=fa&&vis[v[i]]==0) { getroot(v[i],x); size[x]+=size[v[i]]; if(maxsize[x]<size[v[i]]) maxsize[x]=size[v[i]]; } if(maxsize[x]<sum-size[x]) maxsize[x]=sum-size[x]; if(root==0||maxsize[root]>maxsize[x]) root=x;}void getd(int x,int fa,int deep){ int i; if(a[deep]<d[x]) a[deep]=d[x]; if(maxdeep<deep) maxdeep=deep; for(i=first[x];i!=0;i=next[i]) if(v[i]!=fa&&vis[v[i]]==0) { d[v[i]]=d[x]+w[i]-ave; getd(v[i],x,deep+1); }}int judge(int x){ int head,tail,i,j,k,endj,Mdeep=0; mx[0]=a[0]=d[x]=0; for(i=first[x];i!=0;i=next[i]) if(vis[v[i]]==0)//不从root递归,而从root的每个子树递归,得到若干不在同一子树上的链 { d[v[i]]=d[x]+w[i]-ave; maxdeep=0;//记录子树v[i]的最大深度 getd(v[i],x,1); endj=min(U,maxdeep);//endj:路径在子树v[i]中的深度最大值 head=0; tail=-1; for(j=min(U-1,Mdeep);j>=L;j--)//枚举子树v[i]深度前的准备:若之前mx[U-1~L]均为-INF,没必要循环一遍 { q[++tail]=j; while(tail>head&&mx[q[tail]]>mx[q[tail-1]]) { q[tail-1]=q[tail]; tail--; } } for(j=1;j<=endj;j++)//j:枚举路径在子树v[i]中的深度 { if(L-j>=0) { q[++tail]=L-j; while(tail>head&&mx[q[tail]]>mx[q[tail-1]]) { q[tail-1]=q[tail]; tail--; } } while(head<=tail&&q[head]>U-j) head++; if(a[j]+mx[q[head]]>=0) { maxdeep=0; getd(x,0,0); for(k=1;k<=Mdeep;k++)//别忘了还原mx[],a[]数组 mx[k]=a[k]=-INF;for(k=Mdeep;k<=maxdeep;k++)//别忘了还原mx[],a[]数组 mx[k]=a[k]=-INF; return 1; } } for(j=1;j<=maxdeep;j++) { if(mx[j]<a[j]) mx[j]=a[j]; a[j]=-INF; } if(Mdeep<maxdeep) Mdeep=maxdeep; } for(i=1;i<=Mdeep;i++)//mx[]改变的范围是1~maxdeep,因此还原为-INF不需要从1到n循环 mx[i]=a[i]=-INF; return 0;}void getans(int x){ double left=ans,right=lim;//二分答案,左闭右开 while(right-left>0.0001)//设置精度 { ave=(left+right)/2; if(judge(x)==1) left=ave; else right=ave; } ans=left;}void work(int x){ int i; vis[x]=1; getans(x);//求解经过root的路径的最大满足要求的Ave for(i=first[x];i!=0;i=next[i]) if(vis[v[i]]==0) { sum=size[v[i]]; root=0; getroot(v[i],x); if(size[v[i]]>L) work(root);//重要优化 }}int main(){ double z; int i,x,y; INF*=INF; scanf("%d%d%d",&n,&L,&U); for(i=1;i<n;i++) { scanf("%d%d%lf",&x,&y,&z); tj(x,y,z); tj(y,x,z); if(lim<z) lim=z;//二分的右边界 } for(i=1;i<=n;i++) mx[i]=a[i]=-INF; sum=n; getroot(1,0); work(root); printf("%.3lf",ans); return 0;}
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