次小生成树
step 1.先用prim求出最小生成树T,在prim的同时,用一个矩阵maxd[u][v]记录 在T中连结任意两点u,v的唯一的路中权值最大的那条边的权值.这是很容易做到的,因为prim是每次增加一个结点s, 在此需要保存节点和其父节点,采用DP,则最大权值要么是新加入的边,要么是父节点到起始点的采用DP算出来的距离.u是刚加入的点,不过还没进入节点数组,v是已经存在的点
min是按prime新加入那条边
maxd[v][u] =maxd[u][v] = max{min,maxd[father[u]][v]}
该步骤用时 O(V^2),就是prime算法的耗时。
step2. 枚举所有不在T中的边uv, 加入边uv则必然替换权为maxd[u][v]的边,这样才能保证次小。
模板:
intdis[N],e[N][N],fa[N],n,m,maxd[N][N];
//fa[i]表示连接i点与集合的最短边的一端
//maxd[i][j]表示 在MST中i,j路径上的最长边
boolused[N][N], vis[N];
//used[i][j]表示i,j边是否用于MST中
int prim() {
memset(maxd,0,sizeof(maxd));
memset(used,0,sizeof(used));
int i,j,u,v,w,ans=0;
for(i=1;i<=n;i++) dis[i]=e[1][i],fa[i]=1;
memset(vis,0,sizeof(vis)); vis[1]=1;
for(i=2;i<=n;i++) {
w=inf;u=-1;
for(j=1;j<=n;j++)if(!vis[j]&&w>dis[j]) w=dis[j],u=j;
if(u==-1)return -1;
vis[u]=1;ans+=w;
used[u][fa[u]]=used[fa[u]][u]=true;
for(v=1;v<=n;v++)if (vis[v]&&v!=u){
maxd[u][v]=maxd[v][u]=max(w,maxd[fa[u]][v]);
}
for(v=1;v<=n;v++)if(!vis[v])
if(dis[v]>e[u][v]){
dis[v]=e[u][v];
fa[v]=u;
}
}
returnans;
}
intminprim=prim();
int maxx=inf;
for (inti=1;i<=n;i++) for (int j=1;j<i;j++){
if (!used[i][j]&&e[i][j]!=inf){
maxx=min(maxx,e[i][j]-maxd[i][j]); //寻找是否有可替换边
}
}
//次小生成树的结果为minprim+maxx;
题目:
// Poj 1679 (次小生成树)