冬令營解題報告水管局長tube

1、IOI2006國家集訓(xùn)隊作業(yè)：冬令營解題報告浙江 唐文斌水管局長解題報告浙江 唐文斌問題簡述給定一個帶權(quán)無向簡單圖 無重邊，無自環(huán)G，要求在G 無重邊，無自環(huán)刪除一條已有的邊(a,b)查詢a、b兩點之間最大邊最小的路，返回這條最大邊的權(quán)值規(guī)模：原圖結(jié)點數(shù)N 1000邊數(shù)M 100,000查詢次數(shù) Q 100,000其中保證刪邊操作不超過5000次。題目保證在任意時刻圖G都連通算法分析本人在考試中沒有做出此題，以下所說算法來源于講題大會上朱晨光同學(xué)的發(fā)言?？梢园l(fā)現(xiàn)，本題最大的難點在于刪邊操作。因為刪去一條邊之后可能對整個圖產(chǎn)生相當(dāng)大的影響，這樣我們就很難在一個比較短的時間內(nèi)維護(hù)我們需要的信息。那

2、么，我們不妨把問題反過來看，先把圖G中要刪的邊全刪了，然后從最后一個命令開始倒著往上進(jìn)行操作，那么“刪邊”操作就變成了相應(yīng)的“加邊”操作。這樣的轉(zhuǎn)化，在一定程度上簡化了問題?，F(xiàn)在，從簡單情況入手，我們來考慮一下平常我們是如何求(a,b)兩點之間最大邊最小的路徑的。首先，把所有的邊按照權(quán)值從小到大進(jìn)行排序，然后依次加入，直到a、b兩點連通。而這個過程非常的類似于求最小生成樹的Kruskal算法。所以，我們作如下猜想：猜想一 我們要維護(hù)一個圖中任意兩點間最大邊最小的路徑，只需要維護(hù)這個圖的一棵最小生成樹。這個猜想很顯然是正確的，不失一般性，我們還是來證明一下：證明：設(shè)T是圖G的一棵最小生成樹。假設(shè)

3、猜想一錯誤，即存在一個點對(a,b)，點a到點b在T上的路徑中最大邊的權(quán)值為w；點a到點b在G中最大邊最小的路徑P上最大邊權(quán)值為w0，滿足w0 w。那么由假設(shè)可知在路徑P上必然存在兩個連續(xù)的點u、v，滿足u、v在G中直接相連且滿足邊(u,v)的權(quán)值小于u、v兩點在T中的路徑上的最大邊權(quán)值。那么我們只要用邊(u,v)代替u、v兩點在T中的路徑上的最大邊，就可以得到一棵更小的生成樹，這與T是最小生成樹矛盾，故猜想一成立。有了猜想一，我們現(xiàn)在所需要做的就是維護(hù)一棵最小生成樹，完成以下兩種操作：加一條新邊，更新最小生成樹查詢兩點(a,b)在生成樹路徑上的最大邊權(quán)值下面提供兩種實現(xiàn)的方法：算法一維護(hù)最小

4、生成樹T。對于加邊操作，設(shè)新邊為(a,b)，在T中尋找a到b路徑上的最大邊e。若新邊(a,b)權(quán)值大于e的權(quán)值，則用新邊(a,b)代替e,更新最小生成樹。這一步復(fù)雜度為。對于查詢操作，直接在T中尋找a到b路徑上的最大邊e，返回e的權(quán)值。顯然這一步操作是加邊操作的一個子操作，復(fù)雜度也為。算法二我們現(xiàn)在要維護(hù)的是生成樹中兩個點之間路徑上的最大邊是多少，這很類似于一個經(jīng)典問題RMQ問題。這里我們可以用類似的Sparse Table的方法來維護(hù)。對于當(dāng)前的生成樹T，我們隨意選擇一個節(jié)點為根，將無根樹轉(zhuǎn)化為有根樹，并且維護(hù)兩個表，和()，其實表示第i個節(jié)點往上走層的祖先。而表示從i到這一路徑上的最大邊權(quán)

5、值。顯然這兩個表都可以在時間內(nèi)建立完成。對于加邊操作，加邊之后重構(gòu)生成樹，重新計算Ancestor和F數(shù)組，時間復(fù)雜度為。對于查詢操作，我們需要查詢(a,b)之間路徑上的最大邊權(quán)，設(shè)u等于a和b的最低公共祖先，那么我們的答案就是a到u路徑上的最大邊權(quán)與b到u路徑上的最大邊權(quán)得較大者。在Ancestor和F數(shù)組的幫助下，這一步可以在時間內(nèi)完成，具體實現(xiàn)可參看附錄中的程序。至此，問題已被解決，兩個算法各有千秋，算法一在加邊操作只需要線性的時間，但是查詢也是線性的。而算法二雖然加邊操作需要時間，但其查詢操作卻是的。小結(jié)在解決這道題目的過程中，我們把所有操作倒序處理，把“刪邊”操作對應(yīng)為“加邊”操作，這實際上是應(yīng)用了“逆向思維”，這種思維方式幫助我們大大的簡化了問題，為猜想一的出現(xiàn)提供了奠基，這是值得我們學(xué)習(xí)的。從冬令營考試中的規(guī)模來看，算法一與算法二已經(jīng)足以對付