题解 luogu P5021 【赛道修建】

今天药忘吃喽~ 2023-10-09 09:41 29阅读 0赞

# 题解 luogu P5021 【赛道修建】 #

*时间：2019.8.9 20:40*

*时间：2019.8.12*

## 题目描述 ##

C 城将要举办一系列的赛车比赛。在比赛前，需要在城内修建 \\(m\\) 条赛道。

C 城一共有 \\(n\\) 个路口，这些路口编号为 \\(1,2,\\dots,n\\)，有 \\(n-1\\) 条适合于修建赛道的双向通行的道路，每条道路连接着两个路口。其中，第 \\(i\\) 条道路连接的两个路口编号为 \\(a\_i\\) 和 \\(b\_i\\)，该道路的长度为 \\(l\_i\\)。借助这 \\(n-1\\) 条道路，从任何一个路口出发都能到达其他所有的路口。

一条赛道是一组互不相同的道路 \\(e\_1,e\_2,\\dots,e\_k\\)，满足可以从某个路口出发，依次经过 道路 \\(e\_1,e\_2,\\dots,e\_k\\)（每条道路经过一次，不允许调头）到达另一个路口。一条赛道的长度等于经过的各道路的长度之和。为保证安全，要求每条道路至多被一条赛道经过。

目前赛道修建的方案尚未确定。你的任务是设计一种赛道修建的方案，使得修建的 \\(m\\) 条赛道中长度最小的赛道长度最大（即 \\(m\\) 条赛道中最短赛道的长度尽可能大）

## 题意分析 ##

给出一棵 \\(n\\) 个点的树，并在其中选取 \\(m\\) 条**边不相交**的路径，使得最短路径（赛道）的长度尽可能大。

## 分析 ##

最短路径的长度尽可能大，即要求最大化最小值。显然可以考虑二分。

考虑二分转换为判定问题：二分枚举 \\(limit\\)，能否选出 \\(m\\) 条长度不小于 \\(limit\\) 的路径？

不妨**尽可能多地**选择长度不小于 \\(limit\\) 的路径，判断选择的最大数量是否大于等于 \\(m\\)。

于是，我们的问题进一步被转换为：给出 \\(limit\\)，求出不小于 \\(limit\\) 的路径最多有多少条。

## 贪心策略 ##

先给出一个定义：从 \\(u\\) 子树中某个节点连向 \\(u\\) 的一条路径称为“半链”（借鉴了 @[XG\_Zepto][XG_Zepto] 的定义）

下面是一个半链的例子。我们发现，两条长度之和大于等于 \\(limit\\) 的未使用的半链（红色）可以合并在一起对答案造成贡献。

![1.png][]

如图，A 和 B 分别是两条未被使用过的半链。如果 A 与 B 的总长可以达到 \\(limit\\)，则将它们合并，对答案就造成了贡献。

*  我们很容易想到：每次合并时尽量让两条半链总长接近 \\(limit\\)，此时才能更优。换句话说，**让合法的总长尽量小更优**。
 *  另外，如果 \\(v\\) 是 \\(u\\) 的儿子，如果 \\(v\\) 的子树中有两条半链可以合并，那么就不要将其中某一条（再加上 \\(u, v\\) 距离后）留到 \\(u\\) 处合并。
    
    这是因为一条半链对答案最多造成 \\(1\\) 的贡献，而且 \\(v\\) 只能留出一条返回给 \\(u\\)，这样做答案并不会更优。换句话说，**能在子树中合并就尽量在子树中合并**。

有了这两个贪心策略后，我们考虑递归遍历整棵树。访问到 \\(u\\) 号节点时，我们先将 \\(u\\) 的儿子们的子树中，能够合并的半链尽量合并，并将合并的数量累加到答案中。从某个儿子返回时，无非就两种情况：

1.  该儿子子树中的半链不能两两配对合并。要么剩余的半链长度太小，要么数量不够（是奇数）。
2.  子树中的半链已经两两配对了，没有剩余的半链。

相应的解决方案如下：

1.  在剩余的半链中选择一条最长的半链，将其长度加上 \\(u, v\\) 距离后返回。（一个儿子最多返回一条半链）
2.  直接返回 \\(u, v\\) 距离。

事实上，我们并不需要知道半链的始末节点。我们只需要知道半链的长度就行了（反正肯定可以合并的嘛）。

## 合并方法 ##

说了这么多，具体应该怎么做呢？

如果我们访问到了 \\(u\\) 号节点，先将 \\(u\\) 的所有儿子递归遍历。每个儿子都会返回一条半链的长度。我们将这些长度统统存进一个 `vector` 里。

然后对这些数据合并。合并方法是每次找到两个总和不小于 \\(limit\\) 的数据，将答案累加 \\(1\\)，并将这两个数据删除。

我们既要保证不会漏掉一些合法的合并方案，又要尽可能地使最终返回的半链长度尽量长。首先是从小到大匹配（不会使答案更差，而且还避免最大的半链第一个被删除）。也许你会想到排序并使用双指针法（two-pointers），遗憾的是，双指针法会漏掉一些情况。

为什么？参考下面的一个样例。我们先假设双指针法从小到大合并吧，也就是代码可能长这个样子（减少了一些特判）：

// vector<int> v; n = v.size(); sort(v.begin(), v.end()); // 从小到大排序 int cur = n - 1; for (int i = 0; i < n; i++) { if (used[i]) continue; while (used[cur] && v[i] + v[cur - 1] >= limit) cur--; if (v[i] + v[cur] >= limit) { ans++; used[i] = used[cur] = true; } if (i + 1 == cur) break; }

为了使合并的总长尽可能小，当 `v[i] + v[cur - 1] >= limit` 时不断将 `cur--`。看上去好像并没有什么问题，每个半链 \\(i\\) 一定会找到与之匹配的最小半链 \\(cur\\)。这份代码甚至还过了样例。我们看看这样一组数据：

v: 1 2 3 3 3 4
    limit = 5

很简单，是吧？如果使用双指针，会发生什么呢？

*  `1` 和 `4` 配对，`cur--`
 *  `2` 和 `3` 配对，因为 `2` 和每个 `3` 都可以配对，根据我们的算法，我们让 `2` 和最左边的 `3` 配对。
 *  好了，这个时候，\\(i\\) 指向 `2`，而 \\(cur\\) 指向最左边的 `3`，因为 \\(i\\) 和 \\(cur\\) 相撞，因此退出循环，并返回剩下数字中的最大值 `3`

发现什么问题了吗？指针移动的时候跳过了 `3` 和 `3` 这两个原本能够合并的数据。解决方案？将 \\(cur\\) 移到末尾？让 `2` 和最右边的 `3` 配对？从大到小配对？很可惜，都不行。可以轻易地构造 Hack 数据。双指针的问题就在于跳过了的数字没法找回来。

## 使用平衡树 / multiset ##

再回顾一下我们的任务：每次找到两个总和不小于 \\(limit\\) 的数据，将答案累加 \\(1\\)，并将这两个数据删除。

使用平衡树就行了嘛！不断遍历最小的数据 \\(x\\)，然后在平衡树中找到第一个比 \\((limit - x)\\) 大的数 \\(y\\)，将答案累加 \\(1\\)，最后将 \\(x\\) 和 \\(y\\) 删除，直到平衡树大小不超过 \\(1\\) 为止。

当然，我们也没必要手写一个平衡树。STL 里的 `multiset` 足以解决这个问题。

`multiset::lower_bound(x)` 返回第一个大于等于 \\(x\\) 的数 \\(y\\)（的迭代器）。如果你不知道迭代器是什么，你可以把它理解成一个更**高明**的指针（滑稽）。`*iter` 的语法同样适用于迭代器。

好了，下面这份代码可以取代上面那份双指针的代码了。

// multiset<int> son[u] while (!son[u].empty()) { LL x = *(son[u].begin()); son[u].erase(son[u].begin()); Iter iter = son[u].lower_bound(limit - x); if (iter == son[u].end()) { ans.val = max(ans.val, x); } else { ans.cnt++; son[u].erase(iter); } }

这里就是查找并删除的过程。注意如果 `lower_bound` 返回的迭代器等于 `son[u].end()` 则说明找不到。此时用它来更新 \\(u\\) 将要返回的最长半链长度。如果没有数据更新最长半链长度，则将其设成 \\(0\\)。加上 \\(u, v\\) 距离这步会在父亲中处理。

## 代码 ##

注意一个小细节：如果某条半链的长度大于等于 \\(limit\\)，则这条半链可以单独成为一条路径（不用合并）。

代码其实还挺短的 qwq。

#include <bits/stdc++.h> using namespace std; typedef long long LL; typedef multiset<LL>::iterator Iter; const int kMaxN = 50000 + 10; struct Graph { struct Arc { int to; LL dis; }; vector<Arc> arcs[kMaxN]; void Add(int u, int v, LL dis) { arcs[u].push_back((Arc) {v, dis}); arcs[v].push_back((Arc) {u, dis}); } }; struct Info { int cnt; LL val; }; Graph G; int n, m; LL limit, max_limit; multiset<LL> son[kMaxN]; Info Dfs(int u, int fa) { Info ans = (Info) {0, 0ll}; son[u].clear(); for (int i = 0; i < G.arcs[u].size(); i++) { Graph::Arc& arc = G.arcs[u][i]; int v = arc.to; if (v != fa) { Info res = Dfs(v, u); res.val += arc.dis; ans.cnt += res.cnt; if (res.val >= limit) { ans.cnt++; } else { son[u].insert(res.val); } } } while (!son[u].empty()) { LL x = *(son[u].begin()); son[u].erase(son[u].begin()); Iter iter = son[u].lower_bound(limit - x); if (iter == son[u].end()) { ans.val = max(ans.val, x); } else { ans.cnt++; son[u].erase(iter); } } return ans; } int main() { scanf("%d %d", &n, &m); for (int i = 1; i <= n - 1; i++) { int u, v, w; scanf("%d %d %d", &u, &v, &w); G.Add(u, v, w); max_limit += w; } LL end = 0, top = max_limit + 1; while (end + 1 != top) { limit = (end + top) >> 1; int count = Dfs(1, 0).cnt; if (count >= m) { end = limit; } else { top = limit; } } printf("%lld\n", end); return 0; }

转载于:https://www.cnblogs.com/longlongzhu123/p/11361134.html

[XG_Zepto]: https://www.luogu.org/space/show?uid=37158
[1.png]: https://img2018.cnblogs.com/blog/1538275/201908/1538275-20190815225946893-1545721487.png