【POJ2449】Remmarguts' Date (A*,k短路)

本文介绍了一种利用A*算法求解有向图中从起点到终点的第K条最短路径的方法。首先通过SPFA算法预处理得到各节点到终点的最短距离估计值,然后运用A*算法进行搜索,找到所需的第K短路。

Description

给定一个有向图,求第k短路

Solution

考虑A*,f(x)=g(x)+h(x)f(x)=g(x)+h(x)中,g(x)表示到达当前点的代价,h(x)表示到达终点的最小可能的花费(小于等于实际花费),其中h(x)可以将边反向后SPFA得到,g(x)由搜索时递推得到

Code

#include<cstdio>
#include<cstdlib>
#include<cmath>
#include<cstring>
#include<iostream>
#include<algorithm>
#include<queue>
#include<vector>
#include<set>
#define For(i , j , k) for (int i = (j) , _##end_ = (k) ; i <= _##end_ ; ++ i)
#define Fordown(i , j , k) for (int i = (j) , _##end_ = (k) ; i >= _##end_ ; -- i)
#define Set(a , b) memset(a , b , sizeof(a))
#define pb push_back
#define mp make_pair
#define x first
#define y second
#define INF (0x3f3f3f3f)
#define Mod (1000000007)
using namespace std;
typedef long long LL;
typedef pair<int , int> PII;

template <typename T> inline bool chkmax(T &a , T b) { return a < b ? (a = b , 1) : 0; }
template <typename T> inline bool chkmin(T &a , T b) { return b < a ? (a = b , 1) : 0; }

int _ , __;
char c_;
inline int read()
{
    for (_ = 0 , __ = 1 , c_ = getchar() ; !isdigit(c_) ; c_ = getchar()) if (c_ == '-') __ = -1;
    for ( ; isdigit(c_) ; c_ = getchar()) _ = (_ << 1) + (_ << 3) + (c_ ^ 48);
    return _ * __;
}

inline void file()
{
#ifdef hany01
    freopen("poj2449.in" , "r" , stdin);
    freopen("poj2449.out" , "w" , stdout);
#endif
}

const int maxn = 1010 , maxm = 100010;

int n , m , s , t , k , beg[maxn] , nex[maxm] , v[maxm] , w[maxm] , dis[maxn] , beg1[maxn] , nex1[maxm] , v1[maxm] , w1[maxm] , e , e1 , times[maxn] , Ans;
bool vis[maxn];

queue<int> q;

inline void add(int uu , int vv , int ww)
{
    v[++ e] = vv;
    w[e] = ww;
    nex[e] = beg[uu];
    beg[uu] = e;
}

inline void add1(int uu , int vv , int ww)//反向边
{
    v1[++ e1] = vv;
    w1[e1] = ww;
    nex1[e1] = beg1[uu];
    beg1[uu] = e1;
}

inline void Init()
{
    int uu , vv , ww;
    n = read();
    m = read();
    For(i , 1 , m)
        uu = read(),
        vv = read(),
        ww = read(),
        add(uu , vv , ww),
        add1(vv , uu , ww);
    s = read();
    t = read();
    k = read();
    if (s == t)//坑:当起点等于终点时,最短路径长度为0,但不能计入
        ++ k;
}

inline void SPFA()//预处理g(x)
{
    For(i , 1 , n)
        dis[i] = INF;
    dis[t] = 0;
    vis[t] = true;
    q.push(t);
    while (!q.empty())
    {
        int u = q.front();
        q.pop();
        vis[u] = false;
        for (int i = beg1[u] ; i ; i = nex1[i])
            if (chkmin(dis[v1[i]] , dis[u] + w1[i]))
                if (!vis[v1[i]])
                {
                    vis[v1[i]] = true;
                    q.push(v1[i]);
                }
    }
}

struct Item
{
    int u , g , h;
    bool operator < (const Item &item) const { return g + h > item.g + item.h; }
};

priority_queue<Item> qi;//优先队列保存最优解

inline void Astar()
{
    Item u;
    u.u = s;
    u.g = 0;
    u.h = dis[s];
    qi.push(u);
    while (!qi.empty())
    {
        u = qi.top();
        qi.pop();
        ++ times[u.u];//记录这是第几短路
        if (times[u.u] > k)//若超过k次,显然毫无意义
            continue;
        if (times[u.u] == k && u.u == t)//找到解,退出
        {
            Ans = u.h + u.g;
            return ;
        }
        for (int i = beg[u.u] ; i ; i = nex[i])
            qi.push((Item){v[i] , u.g + w[i] , dis[v[i]]});
    }
}

int main()
{
    file();
    Init();
    SPFA();
    Ans = -1;
    Astar();
    printf("%d\n" , Ans);
    return 0;
}
这是一道比较经典的计数问题。题目描述如下: 给定一个 $n \times n$ 的网格图,其中一些格子被标记为障碍。一个连通块是指一些被标记为障碍的格子的集合,满足这些格子在网格图中连通。一个格子是连通的当且仅当它与另一个被标记为障碍的格子在网格图中有公共边。 现在,你需要计算在这个网格图中,有多少个不同的连通块,满足这个连通块的大小(即包含的格子数)恰好为 $k$。 这是一道比较经典的计数问题,一般可以通过计算生成函数的方法来解决。具体来说,我们可以定义一个生成函数 $F(x)$,其中 $[x^k]F(x)$ 表示大小为 $k$ 的连通块的个数。那么,我们可以考虑如何计算这个生成函数。 对于一个大小为 $k$ 的连通块,我们可以考虑它的形状。具体来说,我们可以考虑以该连通块的最左边、最上边的格子为起点,从上到下、从左到右遍历该连通块,把每个格子在该连通块中的相对位置记录下来。由于该连通块的大小为 $k$,因此这些相对位置一定是 $(x,y) \in [0,n-1]^2$ 中的 $k$ 个不同点。 现在,我们需要考虑如何计算这些点对应的连通块是否合法。具体来说,我们可以考虑从左到右、从上到下依次处理这些点,对于每个点 $(x,y)$,我们需要考虑它是否能够与左边的点和上边的点连通。具体来说,如果 $(x-1,y)$ 和 $(x,y)$ 都在该连通块中且它们在网格图中有公共边,那么它们就是连通的;同样,如果 $(x,y-1)$ 和 $(x,y)$ 都在该连通块中且它们在网格图中有公共边,那么它们也是连通的。如果 $(x,y)$ 与左边和上边的点都不连通,那么说明这个点不属于该连通块。 考虑到每个点最多只有两个方向需要检查,因此时间复杂度为 $O(n^2 k)$。不过,我们可以使用类似于矩阵乘法的思想,将这个过程优化到 $O(k^3)$ 的时间复杂度。 具体来说,我们可以设 $f_{i,j,k}$ 表示状态 $(i,j)$ 所代表的点在连通块中,且连通块的大小为 $k$ 的方案数。显然,对于一个合法的 $(i,j,k)$,我们可以考虑 $(i-1,j,k-1)$ 和 $(i,j-1,k-1)$ 这两个状态,然后把点 $(i,j)$ 加入到它们所代表的连通块中。因此,我们可以设计一个 $O(k^3)$ 的 DP 状态转移,计算 $f_{i,j,k}$。 具体来说,我们可以考虑枚举连通块所包含的最右边和最下边的格子的坐标 $(x,y)$,然后计算 $f_{x,y,k}$。对于一个合法的 $(x,y,k)$,我们可以考虑将 $(x,y)$ 所代表的点加入到 $(x-1,y,k-1)$ 和 $(x,y-1,k-1)$ 所代表的连通块中。不过,这里需要注意一个细节:如果 $(x-1,y)$ 和 $(x,y)$ 在网格图中没有相邻边,那么它们不能算作连通的。因此,我们需要特判这个情况。 最终,$f_{n,n,k}$ 就是大小为 $k$ 的连通块的个数,时间复杂度为 $O(n^2 k + k^3)$。 参考代码:
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