bzoj1670 [Usaco2006 Oct]Building the Moat(凸包)

本文介绍使用Graham扫描法解决凸包问题的方法。通过极角排序将点集逆时针排列,并利用栈结构确保边沿逆时针方向递进,最终形成凸包。文章提供了完整的C++实现代码。

求凸包裸题。用的是Graham扫描法求凸包。
a×b>0a×b>0 说明向量b在向量a的逆时针方向上。
我们一开始极角排序就是要把这些点与点1的连线逆时针排序。
然后按顺序处理这些点,维护一个栈,使得相邻点之间的线段都是逆时针转的。这样就得到了一个凸包。
写个模板题还被卡精度了gg 要1e-6…

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ll long long
#define inf 0x3f3f3f3f
#define N 5010
#define eps 1e-6
inline char gc(){
    static char buf[1<<16],*S,*T;
    if(S==T){T=(S=buf)+fread(buf,1,1<<16,stdin);if(T==S) return EOF;}
    return *S++;
}
inline int read(){
    int x=0,f=1;char ch=gc();
    while(ch<'0'||ch>'9'){if(ch=='-') f=-1;ch=gc();}
    while(ch>='0'&&ch<='9') x=x*10+ch-'0',ch=gc();
    return x*f;
}
int n,qq[N],top=0;double ans=0;
inline double sqr(double x){return x*x;}
struct P{
    double x,y;
    P(double _x=0.0,double _y=0.0){x=_x;y=_y;}
    friend double det(P a,P b){return a.x*b.y-a.y*b.x;}
    friend P operator-(P a,P b){return P(a.x-b.x,a.y-b.y);}
    friend double dis(P a,P b){return sqrt(sqr(a.x-b.x)+sqr(a.y-b.y));}
}p[N];
inline bool operator<(P a,P b){double res=det(a-p[1],b-p[1]);if(abs(res)<eps) return dis(a,p[1])<dis(b,p[1]);return res>0;}
int main(){
//  freopen("a.in","r",stdin);
    n=read();int s=1;
    for(int i=1;i<=n;++i) p[i].x=read(),p[i].y=read();
    for(int i=2;i<=n;++i) if(p[i].y<p[s].y||p[i].y==p[s].y&&p[i].x<p[s].x) s=i;
    swap(p[1],p[s]);sort(p+2,p+n+1);
    for(int i=1;i<=n;++i){
        while(top>=2&&det(p[qq[top]]-p[qq[top-1]],p[i]-p[qq[top-1]])<=eps) --top;
        qq[++top]=i;
    }for(int i=1;i<top;++i) ans+=dis(p[qq[i]],p[qq[i+1]]);ans+=dis(p[1],p[qq[top]]);
    printf("%.2lf\n",ans);
    return 0;
}
题目描述 牛牛和她的朋友们正在玩一个有趣的游戏,他们需要构建一个有 $n$ 个节点的无向图,每个节点都有一个唯一的编号并且编号从 $1$ 到 $n$。他们需要从节点 $1$ 到节点 $n$ 找到一条最短路径,其中路径长度是经过的边权的和。为了让游戏更有趣,他们决定在图上添加一些额外的边,这些边的权值都是 $x$。他们想知道,如果他们添加的边数尽可能少,最短路径的长度最多会增加多少。 输入格式 第一行包含两个正整数 $n$ 和 $m$,表示节点数和边数。 接下来 $m$ 行,每行包含三个整数 $u_i,v_i,w_i$,表示一条无向边 $(u_i,v_i)$,权值为 $w_i$。 输出格式 输出一个整数,表示最短路径的长度最多会增加多少。 数据范围 $2 \leq n \leq 200$ $1 \leq m \leq n(n-1)/2$ $1 \leq w_i \leq 10^6$ 输入样例 #1: 4 4 1 2 2 2 3 3 3 4 4 4 1 5 输出样例 #1: 5 输入样例 #2: 4 3 1 2 1 2 3 2 3 4 3 输出样例 #2: 2 算法 (BFS+最短路) $O(n^3)$ 我们把问题转化一下,假设原图中没有添加边,所求的就是点 $1$ 到点 $n$ 的最短路,并且我们已经求出了这个最短路的长度 $dis$。 接下来我们从小到大枚举边权 $x$,每次将 $x$ 加入图中,然后再次求解点 $1$ 到点 $n$ 的最短路 $dis'$,那么增加的最短路长度就是 $dis'-dis$。 我们发现,每次加入一个边都需要重新求解最短路。如果我们使用 Dijkstra 算法的话,每次加入一条边需要 $O(m\log m)$ 的时间复杂度,总的时间复杂度就是 $O(m^2\log m)$,无法通过本题。因此我们需要使用更优秀的算法。 观察到 $n$ 的范围比较小,我们可以考虑使用 BFS 求解最短路。如果边权均为 $1$,那么 BFS 可以在 $O(m)$ 的时间复杂度内求解最短路。那么如果我们只是加入了一条边的话,我们可以将边权为 $x$ 的边看做 $x$ 条边的组合,每次加入该边时,我们就在原始图上添加 $x$ 条边,边权均为 $1$。这样,我们就可以使用一次 BFS 求解最短路了。 但是,我们不得不考虑加入多条边的情况。如果我们还是将边权为 $x$ 的边看做 $x$ 条边的组合,那么我们就需要加入 $x$ 条边,而不是一条边。这样,我们就不能使用 BFS 了。 但是,我们可以使用 Floyd 算法。事实上,我们每次加入边时,只有边权等于 $x$ 的边会发生变化。因此,如果我们枚举边权 $x$ 时,每次只需要将边权等于 $x$ 的边加入图中,然后使用 Floyd 算法重新计算最短路即可。由于 Floyd 算法的时间复杂度为 $O(n^3)$,因此总的时间复杂度为 $O(n^4)$。 时间复杂度 $O(n^4)$ 空间复杂度 $O(n^2)$ C++ 代码 注意点:Floyd算法计算任意两点之间的最短路径,只需要在之前的路径基础上加入新的边构成的新路径进行更新即可。
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