描述
国庆期间正是旅游和游玩的高峰期。
小Hi和小Ho的学习小组为了研究课题,决定趁此机会派出若干个调查团去沿途查看一下H市内各个景点的游客情况。
H市一共有N个旅游景点(编号1..N),由M条单向游览路线连接。在一个景点游览完后,可以顺着游览线路前往下一个景点。
为了避免游客重复游览同一个景点,游览线路保证是没有环路的。
每一个调查团可以从任意一个景点出发,沿着计划好的游览线路依次调查,到达终点后再返回。每个景点只会有一个调查团经过,不会重复调查。
举个例子:
上图中一共派出了3个调查团:
1. 蓝色:调查景点;2
2. 橙色:调查景点;1->3->4->6
3. 绿色:调查景点;5->7
当然对于这个图还有其他的规划方式,但是最少也需要3个调查团。
由于小组内的人数有限,所以大家希望调查团的数量尽可能少,同时也要将所有的景点都进行调查。
当然,如何规划调查团线路的任务落到了小Hi和小Ho的头上。
提示:最小路径覆盖
小Ho:所以这一次我们应该如何来解决这个问题呢?
小Hi:嗯,这次的问题被称为最小路径覆盖。给定一个有向无环图,用最少的路径数量去保证所有点都被覆盖住。
小Ho:既然有名字,那一定有固定的解法了?
小Hi:没错,最小路径覆盖的结果等于N-最大二分匹配。
小Ho:二分匹配?这和二分匹配有什么关系?给定的有向图不一定是二分图吧。
小Hi:当然不是在原图上进行的二分匹配了。我们需要对原图进行转化,同时这一次我们还要学习如何用网络流去解决二分匹配的问题。
小Ho:好,你快给我讲讲。
小Hi:好的好的,你别急。我们先从例子来分析:
在这个例子中,我们选择的三条路径都被染上了颜色。你有发现什么特殊之处么?
小Ho:嗯...<小Ho思考了一小会儿>...并没有什么特别的地方啊?
小Hi:把黑色的边去掉,你再看看呢?主要注意的是每个点的出入度数量。
小Ho:对于一条路径,起点的入度为0,终点的出度为0,中间节点的出入度都为1。但这不是路径都应该具有的性质么?
小Hi:这个性质就是我们解决题目的关键!
每一个点最多只能有1个后继,同时每一个点最多只能有1个前驱。
假如我们选择了一条边(u,v),也就等价于把前驱u和后继v匹配上了。这样前驱u和后继v就不能和其他节点匹配。
小Ho:那就是一个前驱匹配一个后继?
小Hi:是的,利用这个我们可以这样来构图:
将每一个点拆分成2个,分别表示它作为前驱节点和后继节点。将所有的前驱节点作为A部,所有后继节点作为B部。
接下来进行连边,若原图中存在一条边(u,v),则连接A部的u和B部的v。
那么小Ho,你在这个上面做一个最大二分匹配怎么样?
小Ho:好!......完成了。
小Hi:不错,让我再把对应的颜色染出来:
其中实线表示被选中的匹配,虚线表示未被选中的。
有没有发现,和原图刚好有着对应的关系。未被选中的匹配也正好对应了原图中我们没有选择的黑色边。
小Ho:是的呢?这是为什么呢?
小Hi:其实原理很简单。我们进行的匹配是前驱和后继的匹配。假如存在选中的匹配(i,j)和(j,k)。则表示原图中存在一条路径(i,j,k)。
比如例子中的匹配(1,3),(3,4),(4,6)就对应了原图中的路径(1,3,4,6)。
这样在匹配结束的时候,我们就可以直接通过匹配的情况来确定选中的路径。
小Ho:这个我懂了,但是如何保证这样就能得到最小的路径覆盖呢?
小Hi:你想想,每一条路径起点有什么特殊的地方?
小Ho:路径的起点入度为0...哦!我知道了。
如果一个点是路径起点的话,它在B部的节点一定是没有匹配上的。
经过最大匹配算法后,B部剩下没有被匹配的点一定是最少的,也就对应了最小需要的路径数。
所以最小路径覆盖的结果才是N-最大匹配数。
小Hi:正是这样,这样问题也就解决了。接下来第二个问题,怎么用网络流来解决二分匹配呢?
小Ho:上一次我们讲了二分多重匹配,二分匹配不就是它的简化版么。
只需要把源点s到A部的边和B部到汇点t的边容量限定为1就可以了!
小Hi:嗯,那么就只差最后一步了。
小Ho:这我也知道!实现嘛,交给我吧!
![](https://images.cnblogs.com/OutliningIndicators/ContractedBlock.gif)
#include <bits/stdc++.h> using namespace std; #define maxn 550*2 #define INF 0x3f3f3f3f struct Edge { int from,to,cap,flow; }; struct Dinic { int n,m,s,t; vector<Edge> edge; vector<int> G[maxn]; bool vis[maxn]; int d[maxn]; int cur[maxn]; void init() { for(int i=0;i<maxn;i++) G[i].clear(); edge.clear(); memset(d,0,sizeof(d)); memset(vis,0,sizeof(vis)); memset(cur,0,sizeof(cur)); } void addEdge (int from,int to,int cap) { edge.push_back((Edge){from,to,cap,0}); edge.push_back((Edge){to,from,0,0}); m = edge.size(); G[from].push_back(m-2); G[to].push_back(m-1); } bool BFS() { memset(vis,0,sizeof(vis)); queue<int> Q; Q.push(s); d[s] = 0; vis[s] = 1; while(!Q.empty()) { int x = Q.front(); Q.pop(); for(int i=0; i<G[x].size(); i++) { Edge & e = edge[G[x][i]]; if(!vis[e.to]&&e.cap>e.flow) { vis[e.to] = 1; d[e.to] = d[x] + 1; Q.push(e.to); } } } return vis[t]; } int DFS(int x,int a) { if(x==t||a==0) return a; int flow = 0,f; for(int & i = cur[x]; i<G[x].size(); i++) { Edge & e = edge[G[x][i]]; if(d[x] + 1==d[e.to]&&(f=DFS(e.to,min(a,e.cap-e.flow)))>0) { e.flow +=f; edge[G[x][i]^1].flow -=f; flow +=f; a-=f; if(a==0) break; } } return flow; } int Maxflow (int s,int t) { this->s = s;this->t = t; int flow = 0; while(BFS()) { memset(cur,0,sizeof(cur)); flow+=DFS(s,INF); } return flow; } //求最小割S,T; void new_BFS(int s,int n) { memset(vis,0,sizeof(vis)); d[s] = 0; vis[s] = 1; queue<int> Q; Q.push(s); while(!Q.empty()) { int u = Q.front(); Q.pop(); for(int i=0;i<G[u].size();i++) { Edge & e = edge[G[u][i]]; if(!vis[e.to]&&e.cap>e.flow) { vis[e.to] = 1; d[e.to] = d[u] + 1; Q.push(e.to); } } } int cnt = 0; for(int i=1;i<=n;i++) { if(vis[i]) cnt++; } printf("%d ",cnt); for(int i=1;i<=n;i++) if(vis[i]) printf("%d ",i); puts(""); } }sol; int main() { int n,m; scanf("%d%d",&n,&m); int s =0 ,t = 2*n+1; sol.init(); for(int i=0;i<m;i++) { int u,v; scanf("%d%d",&u,&v); sol.addEdge(u,v+n,1); } for(int i=1;i<=n;i++) sol.addEdge(0,i,1); for(int i=n+1;i<=2*n;i++) sol.addEdge(i,t,1); printf("%d ",n-sol.Maxflow(s,t)); return 0; }
有向无环图的最小路径覆盖。
建图:
把每个点,拆成入点,和出点,一条路径就是在B块一定是匹配了的,也就是说要求的最小路径覆盖,就是那些没有匹配的点,经过最大匹配后,B块剩下没有匹配的点是最少的,也就对应了最小需要的路径数。
所以: 最小路径覆盖 = N -最大匹配
然后这里求最大匹配,可以直接用匈牙利,也可以网络流。
网络流求最大匹配的建图:
s 到 A块容量为1,A到B有边,容量为1,B块到t容量为1.