模擬費用流
模擬費用流
一些感受
這個東西好神仙啊.jpg
$Orz ??? laofu$
註意事項:本文代碼不保證正確性,帶有頭文件的是正確的
一組套題
給你$n$個老鼠,$m$個洞,求一個滿足要求的匹配的代價。
一個簡單的部分
- 滿足,洞的容量為$1$,老鼠不能分身,代價為距離,求最小代價。
Pro 1
擁有一個限制:只能向左走。
直接排序即可。
Pro 2
無限制。
一種針對這種問題的$O(n)$解法
顯然可以給出DP方程:$f[i][j]$表示,前$i$個位置,有 $ j $ 個洞需要匹配,其中$j$可以為負,表示的意義為有$-j$個老鼠需要匹配。
顯然,這個一種常見的思路是將每一個距離拆開看,為$|x_i-y_j|$。
由於在匹配過程中,交叉匹配一定會有不比它差的非交叉匹配方案,所以我們將所有的交叉匹配方式去掉。
- 對於老鼠:$j\ge 0,f[i][j]=f[i-1][j+1]+x[i],j< 0,f[i][j]=f[i-1][j+1]-x[i]$,因為所有老鼠都需要進入洞中,所以沒有決策。
- 對於洞:$j> 0,f[i][j]=\min ( f[i-1][j-1]-y[i] ,f[i-1][j]),j\le 0,f[i][j]=f[i-1][j-1]+y[i]$顯然,對於後者,因為滿足$y[i]$單調遞增,所以必定為直接轉移最優 。
但是,顯然這樣轉移是沒有辦法優化掉的,是滿的$n^2$,所以我們考慮如何通過分析性質將其優化掉。
- 對於洞的優化:顯然,對於決策$j>0$時,滿足直接轉移更小,因為$y[i]$一定會比$y[i-1]$大所以可以直接用現在的$y[i]$來替換當時的$y[i-1]$就可以變得更優,但是考慮到所有老鼠需要完全匹配,所每次只需要維護$f[i][0]$的答案即可,其他的必定會直接轉移最優。
現在我們發現,對於上述DP方程,僅有直接覆蓋決策和區間擡升。
簡易代碼如下:
stack sz,sf; int tag1=0,tag2=0,f0=0; for(int i=1;i<=n;i++) { if(op[i]==1)//洞 { tag1-=a[i],tag2+=a[i]; sf.push(f0+a[i]-tag2); f0=min(sz.top()+tag1-a[i],f0);sz.pop(); }else // 鼠 { tag1+=a[i],tag2-=a[i]; sz.push(f0+a[i]-tag1); f0=sf.top()+tag2-a[i];sf.pop(); } }
一個更加具有普適性的$O(n\log n)$解法
顯然,對於這種匹配問題,一定不會存在匹配交叉的情況,所以我們考慮在此的基礎上進行貪心。
對於上述DP方程,我們給出如下差分結果:
$\begin{cases} d[i][j]=f[i][j]-f[i][j-1] , j>0 \ d[i][j]=f[i][j]-f[i][j+1],j<0\end{cases}$
那麽給出如下轉移,由於我們發現,通過上述表達,只能表達出$f[i][j]$之間的關系,無法準確的表達出$f[i][j]$,所以我們需要維護一個$f[i][0]$來得到所以的關系。
那麽給出轉移:
對於老鼠:$f[i][0]=f[i-1][0]+d[i-1][1]+a[i],d[i][j]=\begin{cases}d[i-1][j+1] , j>0||j<-1\-d[i-1][1]-x[i]\times 2\end{cases}$
對於洞:$f[i][0]=\min(f[i-1][0],f[i-1][0]+d[i-1][-1]+a[i])$
拆開看:
- 如果$d[i-1][-1]+a[i]<0$:$f[i][0]=f[i-1][0]+d[i-1][-1]+a[i],d[i][j]=\begin{cases}d[i-1][j-1],j>1||j<0 \-d[i][-1]-y[i]\times 2 \end{cases}$
- 否則:$f[i][0]=f[i-1][0],d[i][j]=\begin{cases}d[i-1][j-1],j>1||j<0 \y[i] \end{cases}$
這個東西顯然就可以用上面的那個棧的做法用差分意義理解了...
有這個東西,可以發現這個DP是具有凸性的,也就是說,對於這個DP來說,$d[i][j]$在$j>0$時單調遞增,在$j<0$時單調遞減。
所以直接用堆來維護一下最小的$d[i][j],j>0$和最小的$d[i][j],j<0$即可。
實現代碼如下:
priority_queue<int>q0,q1;
for(int i=1;i<=n;i++)
if(op[i]==1)//洞
{
if(q0.top()+a[i]<0)
{
f0=f0+q0.top()+a[i];
q1.push(-q0.top()-a[i]*2);
q0.pop();
}else q1.push(-a[i]);
}else // 鼠
{
f0=f0+q1.top()+a[i];
q0.push(-q1.top()-a[i]*2);
q1.pop();
}
另外的一種分析方式:
對於當前的兩個堆,分別相當於是對於鼠和對於洞的匹配集合,每次強制老鼠匹配一個尚未匹配的,在他左邊的洞,然後可以在之後的操作中將這次匹配反悔,變成匹配之後的某一個洞。
Pro 3
現在,對於給定問題,老鼠只能向左走,並且代價為$ x_i-y_j+w_j $,不一定每個老鼠都進入洞中,求最大代價。
好像這個題可以隨便做的樣子...
直接按照$a_i$從左到右的順序,維護一個對於洞的堆,其中的比較關鍵字是按照$w_j-y_j$從大到小排序。
然後每次取出堆頂進行匹配即可...
一個加強之後的部分
Pro 4
對於每個洞,有一個容量限制,也就是每個洞可以容納$b_i$個老鼠。
- 一個弱智舉了手:如果$\sum\limits_{i=1}^nb_i\le 10^6$我會!拆開每個洞然後進行Pro 2即可!
- (看待弱智的眼神
好的,我們接下來考慮這個題如何處理...
一個神仙的做法
只需要強制往左跑,和強制往右跑的構成的堆的交集做一發即可。
這個東西的時間復雜度顯然是$O(n\log n)$的。
對此的證明:顯然我不會。
我所能想到的做法
顯然,只需要在維護堆的時候,傳進兩個參數,分別表示剩余的容量,和相應的代價,然後按照第二維維護最小值即可。
每次把對應容量減去,如果為$0$就不再壓入...
大致代碼:
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#include <cmath>
#include <cstring>
#include <cstdlib>
#include <queue>
#include <iostream>
#include <bitset>
using namespace std;
#define N 200005
#define ll long long
const long long inf = 1ll<<40;
struct node{int op,lim;ll x,w;}a[N];
bool cmp(const node &a,const node &b){return a.x<b.x;}
int tot,n,m;ll f0,sum;
priority_queue<pair<ll ,int > ,vector<pair<ll ,int > > ,greater<pair<ll ,int > > >q1;
priority_queue<ll ,vector<ll > ,greater<ll > >q0;
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=1,x;i<=n;i++)scanf("%d",&x),a[i]=(node){0,0,x,0};tot=n;
for(int i=1;i<=m;i++)tot++,scanf("%lld%lld%d",&a[tot].x,&a[tot].w,&a[tot].lim),a[tot].op=1,sum+=a[tot].lim;
a[++tot]=(node){1,n,-inf,0};a[++tot]=(node){1,n,inf,0};
if(sum<n)return puts("-1"),0;sort(a+1,a+tot+1,cmp);
for(int i=1;i<=tot;i++)
if(a[i].op==1)//洞
{
int t=a[i].lim;
while(!q0.empty()&&t&&q0.top()+a[i].x<0)
{
f0=f0+q0.top()+a[i].x;
q1.push(make_pair(-q0.top()-a[i].x*2,1));
q0.pop();t--;
}
if(t)q1.push(make_pair(-a[i].x,t));
}else // 鼠
{
pair<ll ,int > tmp=q1.top();q1.pop();
f0=f0+tmp.first+a[i].x;
q0.push(-tmp.first-a[i].x*2);tmp.second--;
if(tmp.second)q1.push(tmp);
}
printf("%lld\n",f0);
}
Pro 5
每個老鼠可以無限分身,但是分出來的身一定要進入洞中,每個洞有一個容量無限,但是至少有一只老鼠。
- 暴力大家都會(真的嗎?
然後似乎正解也不是很難,我們只需要這樣考慮,對於每個老鼠的權值,分成兩類,一部分,容量為$1$,費用為$-\infty+d[i][1]+x_i\times 2$,一部分容量為$\infty$,費用為$d[i][1]+x[i]\times 2$
然後對於每個洞,也就同樣,當做Pro4中容量上限為$\infty$來做。
然後我們考慮到,兩個容量$\infty$之間匹配,一定不優,所以不存在這種匹配情況。
大致代碼:
priority_queue<pair<int ,int > >q0,q1;
for(int i=1;i<=n;i++)
if(op[i]==1)//洞
{
pair<int ,int >tmp;tmp=q0.top();q0.pop();
if(tmp.first+a[i]-inf<0)
{
f0=f0+tmp.first+a[i];
q1.push(make_pair(tmp.first,1));tmp.second--;
if(!tmp.second)tmp=q0.top();
}else q1.push(make_pair(a[i]-inf,1));
while(tmp.first+a[i]<0)
{
f0=f0+tmp.first+a[i];q0.pop();
q1.push(make_pair(-tmp.first-a[i]*2,1));tmp.second--;
if(tmp.second)q0.push(tmp);
}
q1.push(a[i],inf);
}else // 鼠
{
pair<int ,int >tmp;tmp=q1.top();q1.pop();
if(tmp.first+a[i]-inf<0)
{
f0=f0+tmp.first+a[i];
q0.push(make_pair(tmp.first,1));tmp.second--;
if(!tmp.second)tmp=q1.top();
}else q0.push(make_pair(a[i]-inf,1));
while(tmp.first+a[i]<0)
{
f0=f0+tmp.first+a[i];q1.pop();
q0.push(make_pair(-tmp.first-a[i]*2,1));tmp.second--;
if(tmp.second)q1.push(tmp);
}
q0.push(a[i],inf);
}
pro 6
在最基礎的模型上增加,每個洞有一個權值$w_i$,老鼠進洞的代價變為:$|x_i-y_i|+w_i$
想明白了,也不是很難。
只需要考慮到上述式子在不同情況下,代價不同,分別是$w_i-y_i$和$w_i+y_i$,然後分別作為洞和老鼠的反悔情況。
這樣的意義代表著,老鼠即使匹配了右側的一個洞,也可能會反悔去匹配更右側的一個洞,因為這樣可能代價更小。
其他的東西倒是沒啥區別。
簡易代碼如下:
priority_queue<int>q0,q1;
for(int i=1;i<=n;i++)
if(op[i]==1)//洞
{
if(q0.top()+a[i]+w[i]<0)
{
f0=f0+q0.top()+a[i]+w[i];
q1.push(-q0.top()-a[i]*2);
q0.pop();
q0.push(-a[i]-w[i]);
}else q1.push(-a[i]+w[i]);
}else // 鼠
{
f0=f0+q1.top()+a[i];
q0.push(-q1.top()-a[i]*2);
q1.pop();
}
pro 7
我們可以考慮,如果模型轉化到樹上了,如何解決。
(可能大概這個題可以被一眼秒掉了。
直接把堆換成可並堆,同樣,它也不能交叉匹配,這裏的交叉匹配是指在同一條鏈上時,兩者交叉匹配。
沒有簡易代碼
pro 8 UER8 T2 雪災與外賣
題目鏈接
其實還是最基礎的模型,上面加上了容量和額外代價。
直接把上面Pro 6和Pro 4的做法結合起來即可。
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#include <cmath>
#include <cstring>
#include <cstdlib>
#include <queue>
#include <iostream>
#include <bitset>
using namespace std;
#define N 200005
#define ll long long
const long long inf = 1ll<<40;
struct node{int op,lim;ll x,w;}a[N];
bool cmp(const node &a,const node &b){return a.x<b.x;}
int tot,n,m;ll f0,sum;
priority_queue<pair<ll ,int > ,vector<pair<ll ,int > > ,greater<pair<ll ,int > > >q1,q0;
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=1,x;i<=n;i++)scanf("%d",&x),a[i]=(node){0,0,x,0};tot=n;
for(int i=1;i<=m;i++)tot++,scanf("%lld%lld%d",&a[tot].x,&a[tot].w,&a[tot].lim),a[tot].op=1,sum+=a[tot].lim;
a[++tot]=(node){1,n,-inf,0};a[++tot]=(node){1,n,inf,0};
if(sum<n)return puts("-1"),0;sort(a+1,a+tot+1,cmp);
pair<ll ,int > tmp;
for(int i=1;i<=tot;i++)
if(a[i].op==1)//洞
{
int t=a[i].lim;
while(!q0.empty()&&t&&q0.top().first+a[i].w+a[i].x<0)
{
tmp=q0.top();q0.pop();
int now=min(t,tmp.second);
f0=f0+(ll)now*(tmp.first+a[i].x+a[i].w);
q1.push(make_pair(-tmp.first-a[i].x*2,now));
t-=now;tmp.second-=now;if(tmp.second)q0.push(tmp);
}
if(a[i].lim!=t)q0.push(make_pair(-a[i].x-a[i].w,a[i].lim-t));
if(t)q1.push(make_pair(-a[i].x+a[i].w,t));
}else // 鼠
{
tmp=q1.top();q1.pop();
f0=f0+tmp.first+a[i].x;
q0.push(make_pair(-tmp.first-a[i].x*2,1));tmp.second--;
if(tmp.second)q1.push(tmp);
}
printf("%lld\n",f0);
}
pro 9
沒看懂這題在說些啥
pro 10
給一個序列,要求選出$K$個區間,每個區間不相交,求最大和。
直接線段樹維護區間連續最大值,每次區間取相反數即可。
pro 11
看樣子像是Pro 9 + Pro 10的合體,反正不太可寫...
預估代碼會和蜀道難有一拼了.jpg
pro 12 NOI 2017 D2T2 蔬菜
題目鏈接
暴力的話,費用流直接建圖應該有$40\sim60$分不等,我不知道我自己哪裏寫掛掉了,wa了好幾個點...
由於我們發現,隨著天數的增加,選擇的蔬菜的集合只會變成原先的父集,也就是不會退流,所以直接使用線段樹維護增廣的合法性即可,剩下的就是堆+貪心了。
pro 13
有一棵$n $個點的樹,$m$個人站在樹根。每條邊有一個邊權。現在每個人都可以任意行走,經過一條邊就要付出對應邊權的代價。問最小代價使得每條邊至少被一個人經過。$n \le 10^5,m \le 50$。
直接DP不解釋。
模擬費用流