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Kruskal重构树—性质
1.是一个小/大根堆(由建树时边权的排序方式决定)
2.LCA(u,v)的权值是 原图 u到v路径上最大/小边权的最小/大值(由建树时边权的排序方式决定)
Kruskal重构树—建树
模仿kruskal的过程
先将边权排序 (排序方式决定何种性质接下来说明)
依次遍历每条边
若改变连接的两个节点u和v 不在一个并查集内
就新建一个结点node
该点点权为这条边的边权
找到u,v所在并查集的根ui,vi u_i,v_iu
i
,v
i
连边(node,ui)(node,vi) (node,u_i)(node,v_i)(node,u
i
)(node,v
i
)
并更新并查集fa[ui]=node,fa[vi]=node fa[u_i]=node,fa[v_i]=nodefa[u
i
]=node,fa[v
i
]=node
遍历完原图所有边后
我们建出来的必定是一棵树
也就是我们要的kruskal重构树
注意这棵树是以最后新建的结点为根的有根树
若原图不连通,即建出的是一个森林
那么就遍历每个节点,找到其并查集的根作为其所在树的根
1 void kruskal() 2 { 3 for(int i=1;i<=n;++i)ff[i]=i; 4 sort(rem+1,rem+1+m,cmp); 5 for(int i=1;i<=m;++i) 6 { 7 int fu=find(rem[i].u),fv=find(rem[i].v); 8 if(fu!=fv) 9 { 10 val[++cnt]=rem[i].dis; 11 ff[cnt]=ff[fu]=ff[fv]=cnt; 12 add(fu,cnt); add(cnt,fu); 13 add(fv,cnt); add(cnt,fv); 14 } 15 } 16 for(int i=1;i<=cnt;++i) 17 if(!vis[i]) 18 { 19 int f=find(i); 20 dfs1(f,0); dfs2(f,f); 21 } 22 }
Kruskal重构树—应用
若我们开始时将边权升序排序
则LCA(u,v)的权值代表 原图 u到v路径上最大边权的最小值
由于边权越大的结点深度越小
所以在这棵树上u到v的路径显然就是原图上u到v尽量沿着边权小的边走
而LCA(u,v)显然就是u到v路径上深度最小的结点
反之若我们一开始将边权降序排序
则LCA(u,v)的权值代表 原图 u到v路径上最小边权的最大值
证明类似
这是对Kruskal重构树性质最简单的应用
可以试着用这题练练手BZOJ3732 Network
#include<iostream> #include<vector> #include<algorithm> #include<queue> #include<cstring> #include<cstdio> using namespace std; int read() { int f=1,x=0; char ss=getchar(); while(ss<'0'||ss>'9'){if(ss=='-')f=-1;ss=getchar();} while(ss>='0'&&ss<='9'){x=x*10+ss-'0';ss=getchar();} return f*x; } const int maxn=200010; int n,m,q,cnt; struct edge{int u,v,dis;}rem[maxn]; struct node{int v,nxt;}E[maxn]; int head[maxn],tot; int ff[maxn],val[maxn]; int fa[maxn],top[maxn],vis[maxn]; int dep[maxn],son[maxn],size[maxn]; bool cmp(edge a,edge b){return a.dis<b.dis;} void add(int u,int v) { E[++tot].nxt=head[u]; E[tot].v=v; head[u]=tot; } int find(int x) { if(x==ff[x])return x; else return ff[x]=find(ff[x]); } void dfs1(int u,int pa) { size[u]=1; vis[u]=1; for(int i=head[u];i;i=E[i].nxt) { int v=E[i].v; if(v==pa) continue; dep[v]=dep[u]+1; fa[v]=u; dfs1(v,u); size[u]+=size[v]; if(size[v]>size[son[u]])son[u]=v; } } void dfs2(int u,int tp) { top[u]=tp; if(son[u]) dfs2(son[u],tp); for(int i=head[u];i;i=E[i].nxt) { int v=E[i].v; if(v==son[u]||v==fa[u]) continue; dfs2(v,v); } } void kruskal() { for(int i=1;i<=n;++i)ff[i]=i; sort(rem+1,rem+1+m,cmp); for(int i=1;i<=m;++i) { int fu=find(rem[i].u),fv=find(rem[i].v); if(fu!=fv) { val[++cnt]=rem[i].dis; ff[cnt]=ff[fu]=ff[fv]=cnt; add(fu,cnt); add(cnt,fu); add(fv,cnt); add(cnt,fv); } } dfs1(cnt,0); dfs2(cnt,cnt); } int LCA(int u,int v) { while(top[u]!=top[v]) { if(dep[top[u]]>dep[top[v]]) u=fa[top[u]]; else v=fa[top[v]]; } if(dep[u]<dep[v])return u; else return v; } int main() { n=read();m=read();q=read();cnt=n; for(int i=1;i<=m;++i) rem[i].u=read(),rem[i].v=read(),rem[i].dis=read(); kruskal(); while(q--) { int u=read(),v=read(); printf("%d\n",val[LCA(u,v)]); } return 0; }
若我们开始时将边权升序排序
且kruskal重构树是一个大根堆
因为边权大的边总是后加入,所以这点不难证明
反之若我们一开始将边权降序排序
且kruskal重构树是一个小根堆
这个性质最经典的应用就是
求从u出发只经过边权不超过x的边能到达的结点
我们只要在求出边权升序排序的kuaskal重构树
找到树上深度最小的,点权不超过x的结点(一般用树上倍增)
那么它子树内的所有节点就是上述所求
这里由其是大根堆的性质不难证明
一道挺毒瘤的练手题
BZOJ3551 [ONTAK2010]Peaks加强版【Kruskal重构树+主席树+树上倍增】题解
以及这次NOI2018的毒瘤
[NOI2018 D1T1]归程【Kruskal重构树】题解
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[bzoj 3732] Network (Kruskal重构树)
kruskal重构树
Description
给你N个点的无向图 (1 <= N <= 15,000),记为:1…N。
图中有M条边 (1 <= M <= 30,000) ,第j条边的长度为: d_j ( 1 < = d_j < = 1,000,000,000).
现在有 K个询问 (1 < = K < = 15,000)。
每个询问的格式是:A B,表示询问从A点走到B点的所有路径中,最长的边最小值是多少?
Input
第一行: N, M, K。
第2..M+1行: 三个正整数:X, Y, and D (1 <= X <=N; 1 <= Y <= N). 表示X与Y之间有一条长度为D的边。
第M+2..M+K+1行: 每行两个整数A B,表示询问从A点走到B点的所有路径中,最长的边最小值是多少?
Output
对每个询问,输出最长的边最小值是多少。
Sample Input
6 6 8
1 2 5
2 3 4
3 4 3
1 4 8
2 5 7
4 6 2
1 2
1 3
1 4
2 3
2 4
5 1
6 2
6 1
Sample Output
5
5
5
4
4
7
4
5
Hint
1 <= N <= 15,000
1 <= M <= 30,000
1 <= d_j <= 1,000,000,000
1 <= K <= 15,000
Solution
首先如果这道题是可以离线的,那么我们可以将边从小到大排序,每次加边,然后把两个端点所在的联通块并在一起。那么当A,B刚好联通时加的那条边的边权就是答案。但是本题强制在线,所以我们必须先预处理再回答询问。
我们按照kruskal求最小生成树的方式加边,但每次在加边时,新建一个节点,然后把两个联通块(其实是两棵二叉树)的根节点作为其左右儿子,把边权赋值给新建节点。那么我们可以发现这棵树有几个性质。
- 是一棵二叉树(虽然这道题并没有什么卵用);
- 满足父节点的值大于等于儿子节点,是一个大顶堆,这是最关键的一点;
- 原图上任意两点间路径最长边的最小值等于其lca的值;
这种建树的方法称作kruskal重构树。
那么A,B的lca就是所求答案。
Code
#include <cstdio> #include <iostream> #include <algorithm> using namespace std; const int maxn = 3e4 + 5; int n, m, q, cnt, x, y; int fa[maxn << 1], f[maxn << 1][20], dep[maxn << 1], val[maxn << 1], ch[maxn << 1][2]; int find(int x) {return fa[x] == x ? x : fa[x] = find(fa[x]);} struct edge { int u, v, w; bool operator < (const edge &a) const {return w < a.w;} } e[maxn << 1]; inline int ask(int u, int v) { if(dep[u] < dep[v]) swap(u, v); int t = dep[u] - dep[v]; for(int i = 0; i < 20; i++) if(t & (1<<i)) u = f[u][i]; for(int i = 19; ~i; i--) { if(f[u][i] != f[v][i]) u = f[u][i], v = f[v][i]; } if(u != v) u = f[u][0]; return u; } void dfs(int u) { if(!ch[u][0]) return; dep[ch[u][0]] = dep[ch[u][1]] = dep[u] + 1; dfs(ch[u][0]), dfs(ch[u][1]); } int main() { scanf("%d%d%d", &n, &m, &q), cnt = n; for(int i = 0; i < m; i++) scanf("%d%d%d", &e[i].u, &e[i].v, &e[i].w); sort(e, e + m); for(int i = 1; i < maxn; i++) fa[i] = i, fa[i + maxn] = i + maxn; for(int i = 0; i < m; i++) { int u = e[i].u, v = e[i].v; if(find(u) == find(v)) continue; ch[++cnt][0] = fa[u], ch[cnt][1] = fa[v]; fa[fa[u]] = fa[fa[v]] = f[fa[u]][0] = f[fa[v]][0] = cnt; val[cnt] = e[i].w; } dfs(cnt); for(int j = 1; j < 20; j++) for(int i = 1; i <= cnt; i++) f[i][j] = f[f[i][j-1]][j-1]; for(int i = 0; i < q; i++) { scanf("%d%d", &x, &y); printf("%d\n",val[ask(x, y)]); } return 0; }