|
|
|
|
|
## [$AcWing$ $356$ 次小生成树](https://www.acwing.com/problem/content/description/358/)
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
### 一、题目描述
|
|
|
|
|
|
给定一张 $N$ 个点 $M$ 条边的无向图，**求无向图的严格次小生成树**。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
设最小生成树的边权之和为 $sum$，严格次小生成树就是指边权之和大于 $sum$ 的生成树中最小的一个。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
**输入格式**
|
|
|
|
|
|
第一行包含两个整数 $N$ 和 $M$。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
接下来 $M$ 行，每行包含三个整数 $x，y，z$，表示点 $x$ 和点 $y$ 之前存在一条边，边的权值为 $z$。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
**输出格式**
|
|
|
|
|
|
包含一行，仅一个数，表示严格次小生成树的边权和。(数据保证必定存在严格次小生成树)
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
**数据范围**
|
|
|
|
|
|
$N≤10^5,M≤3×10^5,1≤x,y≤N,0≤z≤10^6$
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
**输入样例**：
|
|
|
|
|
|
```cpp {.line-numbers}
|
|
|
|
|
|
5 6
|
|
|
|
|
|
1 2 1
|
|
|
|
|
|
1 3 2
|
|
|
|
|
|
2 4 3
|
|
|
|
|
|
3 5 4
|
|
|
|
|
|
3 4 3
|
|
|
|
|
|
4 5 6
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
**输出样例**：
|
|
|
|
|
|
```cpp {.line-numbers}
|
|
|
|
|
|
11
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
### 二、题目分析
|
|
|
|
|
|
本题要求 **严格次小生成树**，之前在[$AcWing$ $1148$ 秘密的牛奶运输](https://www.cnblogs.com/littlehb/p/16054005.html) 里也曾求过次小生成树，但是本题的 **数据范围更大** 。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
> **解释**：本题目$N=1e5$,太大，无法使用 $AcWing$ $1148$. 秘密的牛奶运输 的办法（开二维数组，记录$x->y$间的 **最大边权** 和 **次大边权**），直接 $MLE$了。
|
|
|
|
|
|
$AcWing$ $1148$ 的那个$dfs+kruskal$求严格次小生成树的办法，时间复杂度$TLE$，空间$MLE$，需要一个更牛的 **求严格次小生成树** 的办法。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
秘密的牛奶运输的的性能为什么可以优化呢？这是因为每次执行$dfs$求最小生成树上两点路径中的 **最大边权** 和 **次大边权** 的时间复杂度是$O(n)$，总的时间复杂度就是$O(n^2)$，求任意两点间的最短距离可以想办法优化。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
通过 **倍增算法**，可以高效的记录任意两点间的最长边和严格次长边，而且是$O(log_2N)$，比上面的$O(n)$快。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
本题总的解题流程与秘密的牛奶运输那题基本一致，只是在求 **最长边、严格次长边** 的方法上有所不同。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
#### 思路
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
#### $d[i][k]$
|
|
|
|
|
|
树上节点$i$向上走$2^k$步到达的节点，状态转移方程
|
|
|
|
|
|
$$\large d[i][k] = d[d[i][k-1]][k-1]$$
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
设$j=d[i][k-1]$,状态转移方程
|
|
|
|
|
|
$$\large d[i][k] = d[j][k-1]$$
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
#### $f[i][k]$
|
|
|
|
|
|
$i$到$d[i][k]$节点路径上的**最大边权、次大边权**
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
$f[i][k].first$的求解很显然：
|
|
|
|
|
|
$$\large f[i][k].first = max(f[i][k-1].first,f[j][k-1].first)$$
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
$f[i][k].second$的求解分情况讨论：
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
①$if(f[i][k-1].first == f[j][k-1].first)$
|
|
|
|
|
|
$$\large f[i][k].second = max(f[i][k-1].second,f[j][k-1].second)$$
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
②$f[i][k-1].first > f[j][k-1].first$
|
|
|
|
|
|
$$\large f[i][k].second = max(f[i][k-1].second,f[j][k-1].first)$$
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
③$f[i][k-1].first < f[j][k-1].first$
|
|
|
|
|
|
$$\large f[i][k].second = max(f[i][k-1].first,f[j][k-1].second)$$
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
求出了树上任意一点向上走$2^k$步路径中的 **最大边权** 和 **次大边权** 并不是求解本题的终点 ，我们需要的是求解树上任意两点间的最大边权和次大边权。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
回忆下求节点$a$和节点$b$的$LCA$的过程，我们先将深度较大的$a$节点不断向上跳，直到跳到与$b$节点 **同一深度为止**，如果此时$a$与$b$不重合，则继续将$a$和$b$以同样的步数向上跳，直到$a$和$b$的父节点是同一个为止。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
求$LCA$的树上倍增的过程也可以用来 **求最大和次大边权**，只需要在跳的过程中 **同步更新最大边权和次大边权** 即可。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
### $Code$
|
|
|
|
|
|
```cpp {.line-numbers}
|
|
|
|
|
|
#include <bits/stdc++.h>
|
|
|
|
|
|
using namespace std;
|
|
|
|
|
|
typedef long long LL;
|
|
|
|
|
|
typedef pair<int, int> PII;
|
|
|
|
|
|
const int N = 100010, M = 300010;
|
|
|
|
|
|
const int INF = 0x3f3f3f3f;
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
int f[N][16]; // f[i][k]表示树上的某节点i向上走2^k步到达的节点
|
|
|
|
|
|
PII dist[N][16]; // d[i][k]表示树上的某节点i向上走2^k步到达的节点最长距离和次长距离
|
|
|
|
|
|
int depth[N]; // 深度数组
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// Kruskal结构体
|
|
|
|
|
|
struct Edge {
|
|
|
|
|
|
int a, b, c; // 从a到b边权为c
|
|
|
|
|
|
bool flag; // 是不是最小生成树的树边
|
|
|
|
|
|
const bool operator<(const Edge &t) const {
|
|
|
|
|
|
return c < t.c;
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
} edge[M];
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 邻接表
|
|
|
|
|
|
int e[M], h[N], idx, w[M], ne[M];
|
|
|
|
|
|
void add(int a, int b, int c) {
|
|
|
|
|
|
e[idx] = b, ne[idx] = h[a], w[idx] = c, h[a] = idx++;
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 并查集
|
|
|
|
|
|
int p[N];
|
|
|
|
|
|
int find(int x) {
|
|
|
|
|
|
if (x == p[x]) return x;
|
|
|
|
|
|
return p[x] = find(p[x]);
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 树上倍增求任意点到2^0,2^1,2^2,...的距离，注意，不是任意两点间最长距离和次长距离,是半成品，不是成品！
|
|
|
|
|
|
int bfs(int root) {
|
|
|
|
|
|
queue<int> q;
|
|
|
|
|
|
q.push(root);
|
|
|
|
|
|
depth[root] = 1;
|
|
|
|
|
|
while (q.size()) {
|
|
|
|
|
|
int u = q.front();
|
|
|
|
|
|
q.pop();
|
|
|
|
|
|
for (int i = h[u]; ~i; i = ne[i]) {
|
|
|
|
|
|
int v = e[i];
|
|
|
|
|
|
if (!depth[v]) {
|
|
|
|
|
|
depth[v] = depth[u] + 1; // 记录深度
|
|
|
|
|
|
q.push(v);
|
|
|
|
|
|
f[v][0] = u; // 记录2^0->t,描述父节点
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
//-->下面是与普通的倍增不一样的代码<--
|
|
|
|
|
|
// v->u 的最大距离:w[i],与次大距离:-INF,递推初始化数据
|
|
|
|
|
|
dist[v][0] = {w[i], -INF};
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
for (int k = 1; k <= 15; k++) { // 倍增
|
|
|
|
|
|
int x = f[v][k - 1]; // 设v跳2 ^(k-1)到达的是x点
|
|
|
|
|
|
f[v][k] = f[x][k - 1]; // x点跳2^(k-1)到达的终点就是v跳2^k的终点
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
//-->下面是与普通的倍增不一样的代码<--
|
|
|
|
|
|
// ①最大边权
|
|
|
|
|
|
dist[v][k].first = max(dist[v][k - 1].first, dist[x][k - 1].first);
|
|
|
|
|
|
// ②次大边权
|
|
|
|
|
|
if (dist[v][k - 1].first == dist[x][k - 1].first) // 如果前半部分最大距离等于后半部分最大距离
|
|
|
|
|
|
dist[v][k].second = max(dist[v][k - 1].second, dist[x][k - 1].second); // 整体次大=max(前半次大，后半次大)
|
|
|
|
|
|
else if (dist[v][k - 1].first < dist[x][k - 1].first) // 如果前半最大小于后半最大
|
|
|
|
|
|
dist[v][k].second = max(dist[v][k - 1].first, dist[x][k - 1].second); // 整体次大=max(前半最大，后半次大)
|
|
|
|
|
|
else // 如果前半最大大于后半最大
|
|
|
|
|
|
dist[v][k].second = max(dist[v][k - 1].second, dist[x][k - 1].first); // 整体次大=max(前半次大，后半最大)
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 因为同时需要同步修改最大值和次大值，所以采用了地址符&引用方式定义参数
|
|
|
|
|
|
// m1:最大值，m2：次大值
|
|
|
|
|
|
void update(int &m1, int &m2, PII x) {
|
|
|
|
|
|
if (m1 == x.first)
|
|
|
|
|
|
m2 = max(m2, x.second);
|
|
|
|
|
|
else if (m1 < x.first)
|
|
|
|
|
|
m2 = max(m1, x.second), m1 = x.first;
|
|
|
|
|
|
else
|
|
|
|
|
|
m2 = max(m2, x.first);
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 功能：添加上a->b的边,边权是c,去掉a->b的原来最大或次大，比最小生成树多出来多少边权(c- m1 或者 c-m2)
|
|
|
|
|
|
// 思路：利用倍增思想,找出a->b之间的最大距离和次大距离
|
|
|
|
|
|
// 具体是-m1,还是-m2，要区别对待，如果c=m1,就是-m2,否则-m1
|
|
|
|
|
|
int lca(int a, int b, int c) {
|
|
|
|
|
|
if (depth[a] < depth[b]) swap(a, b); // 保证a的深度大于b的深度
|
|
|
|
|
|
int m1 = -INF, m2 = -INF; // 最大边，次大边初始化
|
|
|
|
|
|
for (int k = 15; k >= 0; k--) // 由小到大尝试
|
|
|
|
|
|
if (depth[f[a][k]] >= depth[b]) { // 让a向上跳2^k步
|
|
|
|
|
|
update(m1, m2, dist[a][k]); // 记录a到向上走2^k步这段范围内，遇到的最大和次大长度
|
|
|
|
|
|
a = f[a][k]; // 标准lca
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 当a与b不是同一个点时
|
|
|
|
|
|
// 此时两者必然是depth一样的情况，同时向上查询2^k，必然可以找到LCA
|
|
|
|
|
|
if (a != b) {
|
|
|
|
|
|
for (int k = 15; k >= 0; k--)
|
|
|
|
|
|
if (f[a][k] != f[b][k]) {
|
|
|
|
|
|
update(m1, m2, dist[a][k]); // 记录a到向上走2^k步这段范围内，遇到的最大和次大长度
|
|
|
|
|
|
update(m1, m2, dist[b][k]); // 记录b到向上走2^k步这段范围内，遇到的最大和次大长度
|
|
|
|
|
|
// 注意写在a=f[a][k],b=f[b][k]上方，要不a,b就被改了，此句就不对了
|
|
|
|
|
|
a = f[a][k], b = f[b][k];
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
// 此时a和b到lca下同一层 所以还要各跳1步=跳2^0步
|
|
|
|
|
|
update(m1, m2, dist[a][0]);
|
|
|
|
|
|
update(m1, m2, dist[b][0]);
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
// m1,m2中装的是 a->b之间的最大边权和次大边权，现在给了一个新边权c,它能替换m1,m2,还是谁也替换不了呢？
|
|
|
|
|
|
// 因为m1,m2是最小生成树中的最大边权和次大边权，c >= m1 > m2
|
|
|
|
|
|
// if(c==m1) 那么c能去替换m2,获取的收益就是c-m2
|
|
|
|
|
|
// if(c> m1) 那么c能去替换m1,获取的收益就是c-m1
|
|
|
|
|
|
return c == m1 ? c - m2 : c - m1;
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
int main() {
|
|
|
|
|
|
int n, m;
|
|
|
|
|
|
scanf("%d %d", &n, &m);
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 并查集初始化
|
|
|
|
|
|
for (int i = 1; i <= n; i++) p[i] = i;
|
|
|
|
|
|
// 邻接表初始化
|
|
|
|
|
|
memset(h, -1, sizeof h);
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// Kruskal
|
|
|
|
|
|
for (int i = 0; i < m; i++) {
|
|
|
|
|
|
int a, b, c;
|
|
|
|
|
|
scanf("%d %d %d", &a, &b, &c);
|
|
|
|
|
|
edge[i] = {a, b, c, 0};
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 按边权排序+最小生成树
|
|
|
|
|
|
sort(edge, edge + m);
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
LL sum = 0, ans = 1e18;
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// Kruskal
|
|
|
|
|
|
for (int i = 0; i < m; i++) {
|
|
|
|
|
|
int a, b, c;
|
|
|
|
|
|
a = find(edge[i].a), b = find(edge[i].b), c = edge[i].c;
|
|
|
|
|
|
if (a != b) {
|
|
|
|
|
|
p[a] = b;
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
sum += c; // 最小生成树的边权总和
|
|
|
|
|
|
edge[i].flag = 1; // 标识为最小生成树中的边,因为后面要枚举非树边
|
|
|
|
|
|
// 将最小生成树中的树边单独构建一个图出来
|
|
|
|
|
|
add(edge[i].a, edge[i].b, c), add(edge[i].b, edge[i].a, c);
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 倍增预处理,记录任意点向上2^k步的最大值，次大值，深度等信息，后面lca会用到
|
|
|
|
|
|
// 以任意点为根
|
|
|
|
|
|
bfs(1);
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
// 用非树边去尝试替换最小生成树中的边，然后取min
|
|
|
|
|
|
for (int i = 0; i < m; i++)
|
|
|
|
|
|
if (!edge[i].flag) { // 枚举非树边
|
|
|
|
|
|
int a = edge[i].a, b = edge[i].b, c = edge[i].c;
|
|
|
|
|
|
ans = min(ans, sum + lca(a, b, c));
|
|
|
|
|
|
// 在最小生成树中，将a,b两点间连接一条长度为c的边,相对最小生成树，长度会增加多少呢？
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
// 输出
|
|
|
|
|
|
printf("%lld\n", ans);
|
|
|
|
|
|
return 0;
|
|
|
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
```
|
