BZOJ2707 [SDOI2012]走迷宫【期望DP+Tarjan+高斯消元】

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Description

Morenan被困在了一个迷宫里。迷宫可以视为N个点M条边的有向图,其中Morenan处于起点S,迷宫的终点设为T。可惜的是,Morenan非常的脑小,他只会从一个点出发随机沿着一条从该点出发的有向边,到达另一个点。这样,Morenan走的步数可能很长,也可能是无限,更可能到不了终点。若到不了终点,则步数视为无穷大。但你必须想方设法求出Morenan所走步数的期望值。

Input

第1行4个整数,N,M,S,T
第[2, M+1]行每行两个整数o1, o2,表示有一条从o1到o2的边。

Output

一个浮点数,保留小数点3位,为步数的期望值。若期望值为无穷大,则输出"INF"。

【数据范围】

测试点
N M
[1, 6] <=10 <=100
[7, 12] <=200 <=10000
[13, 20] <=10000 <=1000000
保证强连通分量的大小不超过100


题目分析

f [ u ] f[u] f[u]表示 u u u走到 t t t的期望步数
假如在DAG上,则有 f [ u ] = ∑ e d g e ( u , v ) f [ v ] + 1 d e g [ u ] f[u]=\sum_{edge(u,v)}\frac{f[v]+1}{deg[u]} f[u]=edge(u,v)deg[u]f[v]+1
但这题是一般图,所以想到对这个式子高斯消元求解

再一看范围emm。。。
注意到有个特殊的提示:“保证强连通分量的大小不超过100”,这启发我们Tarjan求SCC

每个SCC缩点后得到一个DAG
在DAG上按逆拓扑序对每个SCC内的点 u u u用高斯消元求 f [ u ] f[u] f[u]
可以发现每个u出发能到的点v,如果v和u不在同一个SCC内,则 f [ v ] f[v] f[v]已经求得,若在则可用高斯消元求解
由于Tarjan求SCC时得到的标号就是逆拓扑序,所以可以直接按标号顺序推

对于输出INF的情况,若s出发dfs无法到达t,或Tarjan缩点构造DAG之后若发现某个点出度为0且t不在其中,则可判断输出INF

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<vector>
#include<queue>
using namespace std;
typedef long long lt;
typedef double dd;
#define pb(x) push_back(x)
   
int read()
{
    int f=1,x=0;
    char ss=getchar();
    while(ss<'0'||ss>'9'){if(ss=='-')f=-1;ss=getchar();}
    while(ss>='0'&&ss<='9'){x=x*10+ss-'0';ss=getchar();}
    return f*x;
}
  
const int maxM=2000010;
const int maxN=50010;
int m,s,t;
struct edge{int u,v;}ed[maxM];
struct node{int v,nxt;}E[maxM];
int head[maxN],tot;
int dfn[maxN],low[maxN],cnt;
int st[maxN],top,ins[maxN],col[maxN],coln;
vector<int> scc[maxN];
int vis[maxN],deg[maxN];
int id[maxN],vet[maxN];
dd a[510][510],f[maxN],ans[510];
   
void add(int u,int v)
{
    E[++tot].nxt=head[u];
    E[tot].v=v;
    head[u]=tot;
}
   
void tarjan(int u)
{
    dfn[u]=low[u]=++cnt;
    st[++top]=u; ins[u]=1;
    for(int i=head[u];i;i=E[i].nxt)
    {
        int v=E[i].v;
        if(!dfn[v]){ tarjan(v); low[u]=min(low[u],low[v]);}
        else if(ins[v]) low[u]=min(low[u],dfn[v]);
    }
    if(dfn[u]==low[u])
    {
        coln++;
        do{
            int v=st[top];
            ins[v]=0; col[v]=coln;
            scc[coln].pb(v);
        }while(st[top--]!=u);
    }
}
   
void dfs(int u)
{
    vis[u]=1;
    for(int i=head[u];i;i=E[i].nxt)
    if(!vis[E[i].v]) dfs(E[i].v);
}
   
int check()
{
    dfs(s); 
    if(!vis[t]) return 0;
   
    for(int i=1;i<=m;++i)
    if(col[ed[i].u]!=col[ed[i].v])
    deg[col[ed[i].u]]++;//出度 
   
    for(int i=1;i<=coln;++i)
    if(col[t]!=i&&!deg[i]) return 0;
    return 1;
}
   
void matrix(int cor)
{
    int sz=scc[cor].size();
    for(int i=0;i<sz;++i)
    vet[i+1]=scc[cor][i],id[scc[cor][i]]=i+1;
   
    for(int i=1;i<=sz;++i) 
    a[i][sz+1]=0;
    for(int i=1;i<=sz;++i)
    for(int j=1;j<=sz;++j)
    a[i][j]=(i==j)?1.0:0;
      
   
    for(int k=1;k<=sz;++k)
    {
        int u=vet[k];
        if(u==t) continue;
        for(int i=head[u];i;i=E[i].nxt)
        {
            int v=E[i].v;
            if(col[v]!=cor) a[k][sz+1]+=(f[v]+1)/(dd)(deg[u]); 
            else a[k][id[v]]-=1.0/(dd)deg[u],a[k][sz+1]+=1.0/(dd)(deg[u]);
        }
    }
}
   
void gauss(int col)
{
    matrix(col);
    int n=scc[col].size();
   
    for(int i=1;i<=n;++i)
    {
        int r=i;
        for(int j=i+1;j<=n;++j)
        if(fabs(a[j][i])>fabs(a[r][i])) r=j;
   
        if(r!=i) swap(a[r],a[i]);
   
        dd f=a[i][i];
        for(int j=1;j<=n+1;++j) a[i][j]/=f;
        for(int j=1;j<=n;++j)
        if(i!=j){
            f=a[j][i];
            for(int k=1;k<=n+1;++k)
            a[j][k]-=f*a[i][k];
        }
    }
   
    for(int i=n;i>=1;--i)
    {
        ans[i]=a[i][n+1];
        for(int j=i+1;j<=n;++j)
        ans[i]-=a[i][j]*ans[j];
    }
   
    for(int i=1;i<=n;++i)
    f[vet[i]]=ans[id[vet[i]]];
}
   
void solve()
{
    memset(deg,0,sizeof(deg));
    for(int i=1;i<=m;++i)
    deg[ed[i].u]++;
   
    for(int col=1;col<=coln;++col)
    gauss(col);
}
   
int main()
{
    int n=read(); m=read();
    s=read();t=read();
    for(int i=1;i<=m;++i)
    {
        int u=read(),v=read();
        ed[i].u=u; ed[i].v=v;
        add(u,v); 
    }
   
    for(int i=1;i<=n;++i)
    if(!dfn[i]) tarjan(i);
   
    if(!check()){ printf("INF"); return 0;}
     
    solve();
    printf("%.3lf",f[s]);
    return 0;
}
题目描述 有一个 $n$ 个点的棋盘,每个点上有一个数字 $a_i$,你需要从 $(1,1)$ 到 $(n,n)$,每次只能往右或往下,每个格子只能经过一次,路径上的数字和为 $S$。定义一个点 $(x,y)$ 的权值为 $a_x+a_y$,求所有满足条件的路径中,所有点的权值和的最小值。 输入格式 第一行一个整数 $n$。 接下来 $n$ 行,每行 $n$ 个整数,表示棋盘上每个点的数字。 输出格式 输出一个整数,表示所有满足条件的路径中,所有点的权值和的最小值。 数据范围 $1\leq n\leq 300$ 输入样例 3 1 2 3 4 5 6 7 8 9 输出样例 25 算法1 (树形dp) $O(n^3)$ 我们可以先将所有点的权值求出来,然后将其看作是一个有权值的图,问题就转化为了在这个图中求从 $(1,1)$ 到 $(n,n)$ 的所有路径中,所有点的权值和的最小值。 我们可以使用树形dp来解决这个问题,具体来说,我们可以将这个图看作是一棵树,每个点的父节点是它的前驱或者后继,然后我们从根节点开始,依次向下遍历,对于每个节点,我们可以考虑它的两个儿子,如果它的两个儿子都被遍历过了,那么我们就可以计算出从它的左儿子到它的右儿子的路径中,所有点的权值和的最小值,然后再将这个值加上当前节点的权值,就可以得到从根节点到当前节点的路径中,所有点的权值和的最小值。 时间复杂度 树形dp的时间复杂度是 $O(n^3)$。 C++ 代码 算法2 (动态规划) $O(n^3)$ 我们可以使用动态规划来解决这个问题,具体来说,我们可以定义 $f(i,j,s)$ 表示从 $(1,1)$ 到 $(i,j)$ 的所有路径中,所有点的权值和为 $s$ 的最小值,那么我们就可以得到如下的状态转移方程: $$ f(i,j,s)=\min\{f(i-1,j,s-a_{i,j}),f(i,j-1,s-a_{i,j})\} $$ 其中 $a_{i,j}$ 表示点 $(i,j)$ 的权值。 时间复杂度 动态规划的时间复杂度是 $O(n^3)$。 C++ 代码
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