Description
作为公司老板的你手下有N个员工，其中有M个特殊员工。现在，你有一个消息需要传递给你的特殊员工。因为你的公司业务非常紧张，所以你和员工之间以及员工之间传递消息会造成损失。因此，你希望只告诉一部分特殊员工，然后依靠员工之间传递消息，使得所有的特殊员工都能获得要传递的消息，同时使得损失最小。同时，你不关心要传递的消息是否经过了其它员工。求最小的损失。
Constraint
补全右侧代码区中的int solve(int N, vector cost_e, vector employees, vector cost_b)函数，完成挑战任务中提出的要求：返回最小的损失。
如果需要，你可以在solve函数外添加其它代码，但是不要改变Solver类的名字以及solve函数的形式，也不要改变DeliveryCost类的定义。
函数参数说明如下：
如果需要，你可以在solve函数外添加其它代码，但是不要改变Solver类的名字以及solve函数的形式，也不要改变DeliveryCost类的定义。
函数参数说明如下：
- int N：员工个数（2 <= N <= 50），员工编号从1到N；
- vector<DeliveryCost> cost_e：员工之间传递消息的损失，员工cost_e[i].u和cost_e[i].v之间传递消息的损失为cost_e[i].cost。数据保证任意两个员工之间传递消息的损失只出现一次，整个数组长度为N(N-1)/2。（1 <= cost <= 1000）
- vector<int> employees：特殊员工的编号，个数为M（1 <= M <= 10)；
- vector<int> cost_b：你传递给每个特殊员工的损失，与employees一一对应。（1 <= cost <= 1000）
Input
N = 3;
cost_e = {{1, 2, 2}, {1, 3, 2}, {2, 3, 2}};
employees = {1, 2};
cost_b = {1, 1000};
cost_e = {{1, 2, 2}, {1, 3, 2}, {2, 3, 2}};
employees = {1, 2};
cost_b = {1, 1000};
Output
3
题意
给出n个点的完全图，另外还有一个点，向其中的m个点连有向边。求至少包含这个点和m个点的最小连通图，并输出最小的边权和。
分析
首先，问题是求最小边集，边的有向无向其实不重要，所以从单独的点连向m个点的那些有向边，可以直接看成无向边，因此单独的点和那m个点是完全相同的，不用再单独考虑；
问题转化为：已知N个点M条无向带权边，求一个最小连通图，必须包含其中的K个特殊点。因为要边权的花费最小，所以图中是不应该出现环的，最小连通图一定是一棵树。具有这样性质的树，被定义为斯坦纳树。
斯坦纳树的求解貌似是一个NP问题，做法基本还是暴力，但是因为这道题数据量很小，所以是可做的。推荐一篇大佬分析斯坦纳树的博客。
因为特殊点最多只有11个，所以暴力搜可以从K入手，先大致生成K个点的一个生成树，再看能不能借用其他N-K个点形成的网络的一部分来降低花费。
具体地来说，把状态定义为$$$(i, (a_1a_2...a_k)_{bin})$$$，表示以$$$i$$$号节点为根的一棵树，$$$a_j$$$为1则表示$$$i$$$至少与第$$$j$$$个特殊点是连通的。
现在用$$$state$$$简记$$$(a_1a_2...a_k)_{bin}$$$，那么$$$dp[i][state]$$$记录状态$$$(i,state)$$$的最小花费，有下面两个转移方程：
$$$$$$ egin{align} & dp[i][state]=min_{substatesubset state}{dp[i][substate]+dp[i][state-substate]} \ & dp[i][state]=min{dp[i][state],dp[j][state]+w(i,j)} end{align} $$$$$$ 对这块理解不是很到位，以下可能有不严谨之处。
第一层转移，对于固定的$$$i$$$，大的$$$state$$$的$$$dp$$$用$$$substate$$$的dp求出并取最小，相当于用两棵小的树可以合并成一棵大一点的树。
然后第二层转移，所有的生成树大致长什么样都知道了，但很可能还不是最优的，还要进一步减少花费。转移方程的形式其实很像求最短路的形式，对于固定的$$$state$$$，相当于把它们合并为一个新的点，并且就以这个点为起点，在新的图上跑一次最短路，也就是借用其他的点$$$j$$$对原来的边进行了松弛。
搜索完所有的状态以后，任意一个特殊点$$$X$$$，则$$$dp[X][{1...1}]$$$就是我们要求的斯坦纳树的最小花费。
比赛的时候想到的错误算法：
问题转化为：已知N个点M条无向带权边，求一个最小连通图，必须包含其中的K个特殊点。因为要边权的花费最小，所以图中是不应该出现环的，最小连通图一定是一棵树。具有这样性质的树，被定义为斯坦纳树。
斯坦纳树的求解貌似是一个NP问题，做法基本还是暴力，但是因为这道题数据量很小，所以是可做的。推荐一篇大佬分析斯坦纳树的博客。
因为特殊点最多只有11个，所以暴力搜可以从K入手，先大致生成K个点的一个生成树，再看能不能借用其他N-K个点形成的网络的一部分来降低花费。
具体地来说，把状态定义为$$$(i, (a_1a_2...a_k)_{bin})$$$，表示以$$$i$$$号节点为根的一棵树，$$$a_j$$$为1则表示$$$i$$$至少与第$$$j$$$个特殊点是连通的。
现在用$$$state$$$简记$$$(a_1a_2...a_k)_{bin}$$$，那么$$$dp[i][state]$$$记录状态$$$(i,state)$$$的最小花费，有下面两个转移方程：
$$$$$$ egin{align} & dp[i][state]=min_{substatesubset state}{dp[i][substate]+dp[i][state-substate]} \ & dp[i][state]=min{dp[i][state],dp[j][state]+w(i,j)} end{align} $$$$$$ 对这块理解不是很到位，以下可能有不严谨之处。
第一层转移，对于固定的$$$i$$$，大的$$$state$$$的$$$dp$$$用$$$substate$$$的dp求出并取最小，相当于用两棵小的树可以合并成一棵大一点的树。
然后第二层转移，所有的生成树大致长什么样都知道了，但很可能还不是最优的，还要进一步减少花费。转移方程的形式其实很像求最短路的形式，对于固定的$$$state$$$，相当于把它们合并为一个新的点，并且就以这个点为起点，在新的图上跑一次最短路，也就是借用其他的点$$$j$$$对原来的边进行了松弛。
搜索完所有的状态以后，任意一个特殊点$$$X$$$，则$$$dp[X][{1...1}]$$$就是我们要求的斯坦纳树的最小花费。
比赛的时候想到的错误算法：
- 网络流：
- 从单独的点出发->特殊点, 特殊点<->其他点, 特殊点->汇点）。
- 错误原因：正解的流出量可以大于流入量，导致费用大的边也被选择，或者一条边对答案贡献多次。
- 缩边
- 找K个特殊点，两两之间的最短路，缩为一条边，构造新的图，求K个点的最小生成树
- 错误原因：特殊点之间的最短路可以分叉，缩边会对分叉前的公共部分重复计算。
代码
#include <stdio.h> #include<queue> #include<vector> #include <memory.h> using std::queue; using std::vector; /* *dp： *dp[i][st] 包含第i个点，且至少和state为1的关键点相连的最小花费 *转移 *dp[i][st]=Min{dp[i][st],dp[i][st-sub]+dp[i][sub]} 分解为两个 *dp[i][st]=Min{dp[i][st],dp[j][st]+w(i,j)} i和j有边，关键点外面的部分spfa一下 */ #define INF 0x3f3f3f3f #define maxn 55 int g[maxn][maxn]; int dp[maxn][1 << 12]; queue<int> help; int N,K; int vis[maxn]; struct DeliveryCost { int u; int v; int cost; }; void spfa(int cs){ while(!help.empty()) { int id = help.front();help.pop(); vis[id] = 0; for(int i=1;i<=N;++i){ if (id == i || g[id][i] == INF)continue; if(dp[i][cs]>dp[id][cs]+g[id][i]){ dp[i][cs] = dp[id][cs] + g[id][i]; if(!vis[i]){ vis[i] = 1; help.push(i); } } } } } int solve(int n, vector<DeliveryCost> cost_e, vector<int> employees, vector<int> cost_b) { /*********begin*********/ memset(g, 0x3f, sizeof g); memset(dp, 0x3f, sizeof dp); //建图 //员工到员工 int sz = cost_e.size(); int tu, tv, tc; for(int i=0;i<sz;i++) { tu = cost_e[i].u; tv = cost_e[i].v; tc = cost_e[i].cost; g[tu][tv] = tc; g[tv][tu] = tc; } //老板到特殊员工 K = cost_b.size(); for(int i=0;i<K;i++) { g[n + 1][employees[i]] = cost_b[i]; g[employees[i]][n+1] = cost_b[i]; dp[employees[i]][1 << i] = 0; } dp[n + 1][1 << K] = 0; K++; N=n+1; int limit = (1 << K) - 1; //第一层转移 for(int sta=0;sta<=limit;sta++) {//遍历state for(int i=1;i<=N;i++) { for(int s=sta;s;s=(s-1)&sta) //遍历substate if(dp[i][s]+dp[i][sta-s]<dp[i][sta]) dp[i][sta] = dp[i][s] + dp[i][sta - s]; if (dp[i][sta] < INF) {//i-sta被松弛，放入队列 help.push(i); vis[i] = 1; } } //第二层转移 spfa(sta); } //N是特殊点中的一个 return dp[N][limit]; /*********end*********/ } int main(){ //测试一下样例 int n = 3; vector<DeliveryCost>cost_e{ { 1, 2, 2 },{ 1, 3, 2 },{ 2, 3, 2 } }; vector<int> employees{ 1,2 }; vector<int> cost_b{ 1,1000 }; printf("%d",solve(n, cost_e, employees, cost_b)); }
总结
虽然过了，还是来算一下复杂度吧
以每个点为根都有$$$2^k$$$个$$$state$$$，求解每一个都遍历了其所有$$$substate$$$。含$$$x$$$个$$$1$$$的state共$$$C_k^x$$$个，$$$substate$$$数量都是$$$2^x$$$，所以复杂度为
$$$$$$egin{align} & ncdotsum{C_k^xcdot 2^x}\ =& ncdotsum{C_k^xcdot 1^{k-x}cdot 2^x}\ =& (1+2)^kn =3^kn end{align}$$$$$$ 此外，对每个$$$state$$$，都要跑一遍$$$spfa$$$，因为是稠密图，如果按spfa的最坏情况来看就是:
$$$$$$egin{align} & 2^kcdot O(spfa)\ =& 2^kcdot O(VE)\ =& 2^kcdot O(ncdot frac{n(n-1)}{2})\ =& 2^kcdot O(n^3)\ end{align}$$$$$$ 最终复杂度为$$$O(3^kn+2^kn^3)=O(2^kn^3)$$$，大约在3e8左右，但是实际上很快，十组样例只跑了14.408秒，可能是因为$$$spfa$$$的复杂度只有$$$O(kE)$$$吧，也有可能是因为数据比较水233。
以每个点为根都有$$$2^k$$$个$$$state$$$，求解每一个都遍历了其所有$$$substate$$$。含$$$x$$$个$$$1$$$的state共$$$C_k^x$$$个，$$$substate$$$数量都是$$$2^x$$$，所以复杂度为
$$$$$$egin{align} & ncdotsum{C_k^xcdot 2^x}\ =& ncdotsum{C_k^xcdot 1^{k-x}cdot 2^x}\ =& (1+2)^kn =3^kn end{align}$$$$$$ 此外，对每个$$$state$$$，都要跑一遍$$$spfa$$$，因为是稠密图，如果按spfa的最坏情况来看就是:
$$$$$$egin{align} & 2^kcdot O(spfa)\ =& 2^kcdot O(VE)\ =& 2^kcdot O(ncdot frac{n(n-1)}{2})\ =& 2^kcdot O(n^3)\ end{align}$$$$$$ 最终复杂度为$$$O(3^kn+2^kn^3)=O(2^kn^3)$$$，大约在3e8左右，但是实际上很快，十组样例只跑了14.408秒，可能是因为$$$spfa$$$的复杂度只有$$$O(kE)$$$吧，也有可能是因为数据比较水233。