题目描述
给定一张n个点m条边的带权有向图，每条边的边权只可能是1，2，3中的一种。
将所有可能的路径按路径长度排序，请输出第k小的路径的长度，注意路径不一定是简单路径，即可以重复走同一个点。
输入
第一行包含三个整数n,m,k(1<=n<=40，1<=m<=1000，1<=k<=10^18)。
接下来m行，每行三个整数u,v,c(1<=u,v<=n，u不等于v，1<=c<=3)，表示从u出发有一条到v的单向边，边长为c。
可能有重边。
输出
包含一行一个正整数，即第k短的路径的长度，如果不存在，输出-1。
样例输入
6 6 11
1 2 1
2 3 2
3 4 2
4 5 1
5 3 1
4 6 3
样例输出
4
题解
矩阵乘法
如果边长只为1的话，很容易想到使用矩阵乘法解决。把邻接矩阵的$2^i$记录，直到路径条数足够为止。此时需要统计的是路径长度小于等于某数的路径数，因此新建一个计数器，每个点向它连边，然后计数器连一个自环即可。然后按照倍增LCA的方法按$i$从大到小处理即可。
那如果边长为2或3呢？可以考虑拆点解决（不能拆边因为边数过多，无法矩乘）。对于每个点再建两个辅助节点并连边，分别代表长度为2、3，长度为2时从第一个辅助节点连出去，长度为3时从第二个辅助节点连出去，即可得到答案。
这里嘴上说着真容易= =
事实上，本题会爆long long特别多。因为边数是点数的指数级别的。所以判路径是否超过k时很复杂，正解的话需要在矩乘里面写，外面判断时也要写，非常的复杂。
好在本题数据弱，因此不需要在矩乘里面写，直接在外部判断即可。
时间复杂度$O(n^3log k)$。
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
ll m;
int n;
struct data
{
ll v[121][121];
ll* operator[](int a) {return v[a];}
data operator*(data &a)const
{
int i , j , k;
data ans;
for(i = 0 ; i <= 3 * n ; i ++ )
for(j = 0 ; j <= 3 * n ; j ++ )
ans[i][j] = 0;
for(i = 0 ; i <= 3 * n ; i ++ )
for(j = 0 ; j <= 3 * n ; j ++ )
for(k = 0 ; k <= 3 * n ; k ++ )
ans[i][j] += v[i][k] * a[k][j];
return ans;
}
bool check()
{
ll ret = 0;
int i;
for(i = 1 ; i <= n ; i ++ )
if((ret += v[i][0] - 1) >= m)
return 1;
return 0;
}
}A[70] , Now , Tmp;
bool judge(data &x , data &y , data &z)
{
data tmp = x * y;
if(tmp[0][0] == -1) return 0;
int i;
ll ret = 0;
for(i = 1 ; i <= n ; i ++ )
if((ret += tmp[i][0]) >= m)
return 0;
z = tmp;
return 1;
}
int main()
{
int q , i , x , y , z;
ll ans = 0;
scanf("%d%d%lld" , &n , &q , &m);
A[0][0][0] = 1;
for(i = 1 ; i <= n ; i ++ ) Now[i][i] = A[0][i][0] = A[0][i][i + n] = A[0][i + n][i + 2 * n] = 1;
for(i = 1 ; i <= q ; i ++ ) scanf("%d%d%d" , &x , &y , &z) , A[0][x + (z - 1) * n][y] ++ ;
for(i = 1 ; ; i ++ )
{
if(i > 65)
{
puts("-1");
return 0;
}
A[i] = A[i - 1] * A[i - 1];
if(A[i].check()) break;
}
for(i -- ; ~i ; i -- )
{
Tmp = Now * A[i];
if(!Tmp.check()) Now = Tmp , ans += (1ll << i);
}
printf("%lld
" , ans);
return 0;
}