C国有 n 个大城市和 m 条道路,每条道路连接这 n 个城市中的某两个城市……
一 题目
原题链接
描述 C国有 n 个大城市和 m 条道路,每条道路连接这 n 个城市中的某两个城市。任意两个城市之间最多只有一条道路直接相连。这 m 条道路中有一部分为单向通行的道路,一部分为双向通行的道路,双向通行的道路在统计条数时也计为 1 条。
C 国幅员辽阔,各地的资源分布情况各不相同,这就导致了同一种商品在不同城市的价格不一定相同。但是,同一种商品在同一个城市的买入价和卖出价始终是相同的。
商人阿龙来到 C 国旅游。当他得知同一种商品在不同城市的价格可能会不同这一信息之后,便决定在旅游的同时,利用商品在不同城市中的差价赚回一点旅费。设 C 国 n 个城市的标号从 1~ n,阿龙决定从 1 号城市出发,并最终在 n 号城市结束自己的旅行。在旅游的过程中,任何城市可以重复经过多次,但不要求经过所有 n 个城市。阿龙通过这样的贸易方式赚取旅费:他会选择一个经过的城市买入他最喜欢的商品――水晶球,并在之后经过的另一个城市卖出这个水晶球,用赚取的差价当做旅费。由于阿龙主要是来 C 国旅游,他决定这个贸易只进行最多一次,当然,在赚不到差价的情况下他就无需进行贸易。
假设 C 国有 5 个大城市,城市的编号和道路连接情况如下图,单向箭头表示这条道路为单向通行,双向箭头表示这条道路为双向通行。
假设 1~n 号城市的水晶球价格分别为 4,3,5,6,1。
阿龙可以选择如下一条线路:1->2->3->5,并在 2 号城市以 3 的价格买入水晶球,在 3 号城市以 5的价格卖出水晶球,赚取的旅费数为 2。
阿龙也可以选择如下一条线路 1->4->5->4->5,并在第 1 次到达 5 号城市时以 1 的价格买入水晶球,在第 2 次到达 4 号城市时以 6 的价格卖出水晶球,赚取的旅费数为 5。
现在给出 n 个城市的水晶球价格,m 条道路的信息(每条道路所连接的两个城市的编号以及该条道路的通行情况)。请你告诉阿龙,他最多能赚取多少旅费。
输入 第一行包含 2 个正整数 n 和 m,中间用一个空格隔开,分别表示城市的数目和道路的数目。
第二行 n 个正整数,每两个整数之间用一个空格隔开,按标号顺序分别表示这 n 个城市的商品价格。
接下来 m 行,每行有 3 个正整数x,y,z,每两个整数之间用一个空格隔开。如果 z=1,表示这条道路是城市 x 到城市 y 之间的单向道路;如果 z=2,表示这条道路为城市 x 和城市y 之间的双向道路。
输出 一个整数,表示最多能赚取的旅费。如果没有进行贸易,则输出 0。
二 题解 本题的缩点做法不好想,缩点之后的DP是个难点,在某位cy巨佬的指点下才悟出正解。
1 思路 考虑原图为DAG时的情况。
设$ val_i $为当前节点的物价,$ mn_i $为从$1$节点搜索到$i$节点的最小买入价格,$f_i$为从$1$节点到$i$节点的最大利润(不一定在$i$售出),则转移方程: $$ f_i =\max { f_j,val_i-mn_i } | (j,i) \in E$$ 也就是把状态分解成继承前面的状态(当前点不售出) 和当前点售出 ,两者取较大值。
原图不一定为DAG,考虑使用tarjan缩点。 那么转移方程也得变一变。
考虑一个连通分量的贡献。
这个最大利润可能出自同一个连通分量,也可能出自不同。
那么它的贡献分为两类($mx_i$表示连通分量$i$中的最大售价,$mn_i$表示连通分量$i$中的最小进价,$totmn_i$表示连通分量$1-i$中的最小进价):
最优解来自同一个连通分量。贡献为$mx_i-mn_i$。
最优解来自不同的连通分量,且在当前连通分量售出物品。贡献为$mx_i-totmn_i$。
最优解根当前联通分量不沾边。没有贡献并继承前面的最优解(因为状态设计的缘故,要满足无后效性)
转移方程 $$ f_i=\max { mx_i-mn_i,mx_i-totmn_i,f_j } | (j,i) \in E $$
转移需要按照拓扑序进行,再跑一遍拓扑即可。
2 实现 边表
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 const int CE=1e6 +6 ;const int CP=1e5 +5 ;const int INF=0x7f7f7f3f ;class fs { public : int to,nxt; }E[CE]; int hd[CP],ecnt=0 ;void add (int x,int y) { E[++ecnt].to=y; E[ecnt].nxt=hd[x]; hd[x]=ecnt; } void E_init () { memset (hd,0 ,sizeof (hd)); ecnt=0 ; }
缩点
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56 57 58 59 60 61 62 63 64 65 66 67 68 69 70 71 72 73 74 75 76 int dfn[CP],low[CP],idx=0 ;int stack [CP],top=0 ;bool ins[CP];int bel[CP],mn[CP],mx[CP],scnt=0 ;void tarjan (int cur) { dfn[cur] = low[cur] = ++idx; stack [++top]=cur; ins[cur]=true ; for (int k=hd[cur]; k; k=E[k].nxt) { int to=E[k].to; if (!dfn[to]) { tarjan(to); low[cur] = min(low[cur], low[to]); } else if (ins[to]) low[cur] = min(low[cur], low[to]); } if (dfn[cur] == low[cur]) { int pos; scnt++; mx[scnt]=-INF; mn[scnt]=INF; while (true ){ pos=stack [top--]; ins[pos]=false ; bel[pos]=scnt; mx[scnt] = max(mx[scnt], val[pos]); mn[scnt] = min(mn[scnt], val[pos]); if (pos == cur) break ; } } } void scc () { for (int i=1 ;i<=n;i++) if (!dfn[i]) tarjan(i); } int in[CP];void re_build () { E_init(); for (int i=1 ;i<=m;i++) { if (bel[_x[i]] == bel[_y[i]]) continue ; add(bel[_x[i]], bel[_y[i]]); in[bel[_y[i]]]+=1 ; if (_z[i] == 2 ){ add(bel[_y[i]], bel[_x[i]]); in[bel[_x[i]]]+=1 ; } } }
DP
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 int list [CP];queue <int >Q;void tsort () { for (int i=1 ;i<=scnt;i++) if (!in[i]) Q.push(i); while (!Q.empty()){ int cur=Q.front(); Q.pop(); list [++list [0 ]]=cur; for (int k=hd[cur]; k; k=E[k].nxt){ in[E[k].to]--; if (!in[E[k].to]) Q.push(E[k].to); } } } int dp () { memset (_x,0 ,sizeof (_x)); memset (_y,0 ,sizeof (_y)); tsort(); for (int i=1 ;i<=scnt;i++) _x[i] = mn[i]; for (int i=1 ;i<=scnt;i++) { int cur=list [i]; for (int k=hd[cur]; k; k=E[k].nxt) _x[E[k].to] = min(_x[E[k].to], _x[cur]); } for (int i=1 ;i<=scnt;i++) { int cur=list [i]; for (int k=hd[cur]; k; k=E[k].nxt) _y[E[k].to] = max(max(_y[E[k].to], _y[cur]), max(mx[E[k].to]-mn[E[k].to], mx[E[k].to]-_x[E[k].to]) ); } return _y[bel[n]]; }