原题链接  https://www.luogu.org/problem/P5022

本着快csp了,做点往年的NOIp的题试试水来着,没想到水这么深 难度还挺大的,耗了我一天的时间(可能是我太菜了)

题目大意:

给你 n 个点和 m 条边,问如何遍历每个结点才能使最后的字典序最小,注意只有遍历完一棵字树的所有结点后才能回溯到他的父亲结点;

前 60 pts:

作为 NOIp2018 day2T1 来说,部分分确实给的挺足的,这 60 pts 就是哦;

看到 m = n-1 说明这是一棵树,考虑用搜索:

既然要保证是字典序最小,那么我们第一个点一定要选 1 了,考虑接下来只需要从他的儿子里按照编号从小到大遍历就好了,注意要遍历完一棵子树才能回溯上去;

后 40 pts:

m = n ?嗯,基环树!

所谓基环树,就是说在一个图里,有 n 个结点和 n 条边,那么这个图内有且仅有一个环;

我们仍然可以按照前 60 pts 的做法上去想:

按理来说我们遍历完 n 个结点只需要走 n-1 条边就好了啊,所以一定有一条边是多余的,也就是说我们根本遍历不到它,那么我们可以枚举每一条边,暂时把它删掉,然后和刚才的做法一样跑一遍 dfs,这样能求得一个字典序,我们取所有字典序中最小的一个就是答案了;

优化

显然如果我们像上述做法那样暴力的话,是会有几个点 TLE 的(毕竟NOIp也不会水到这种程度吧qwq),所以我们要考虑优化;

优化一:

题目中说了,我们的目的是遍历完每个点,那么假设我们删掉的边不是环上的边,那么这个图一定会变得不连通,那么就无法完成任务了;

所以我们只要找出基环树上的环,只需删掉环上的边就好了,至于找环嘛,这里我用的 tarjan(其实是只会这个qwq)

优化二:

最优性剪枝:假如我们在 dfs 的过程中,发现求得的字典序不如之前的答案优,那么我们直接可以 return 了;

有了这两个小优化,终于可以愉快的 AC 本题了,时间复杂度 O(n2);

至于更神仙的 O(n log n)甚至 O(n)的做法,咕咕咕~

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#include<cmath>
using namespace std;
int read()
{
char ch=getchar();
int a=,x=;
while(ch<''||ch>'')
{
if(ch=='-') x=-x;
ch=getchar();
}
while(ch>=''&&ch<='')
{
a=(a<<)+(a<<)+(ch-'');
ch=getchar();
}
return a*x;
}
const int N=;
int n,m,bi,bj,tot,top,tim,start,edge_sum,scc_sum,ans_sum=;
int u[N],v[N],dfn[N],low[N],scc[N],st[N],vis[N],size[N],head[N],ans[N],f[N][N];
struct node
{
int to,next;
}a[N<<];
void add(int from,int to) //链表存图
{
edge_sum++;
a[edge_sum].to=to;
a[edge_sum].next=head[from];
head[from]=edge_sum;
}
void tarjan(int u,int fa) //tarjan找环
{
dfn[u]=low[u]=++tim;
st[++top]=u;
vis[u]=;
for(int i=head[u];i;i=a[i].next)
{
int v=a[i].to;
if(v==fa) continue;
if(!dfn[v])
{
tarjan(v,u);
low[u]=min(low[u],low[v]);
}
else if(vis[v]) low[u]=min(low[u],dfn[v]);
}
if(dfn[u]==low[u])
{
scc_sum++;
if(u==) start=scc_sum;
while(st[top]!=u)
{
vis[st[top]]=;
scc[st[top]]=scc_sum;
top--;
}
vis[st[top]]=;
scc[st[top]]=scc_sum;
top--;
}
}
void dfs(int u,int fa)
{
tot++;
if(u<ans[tot]||bj) //如果比答案更优,或者之前就已经比答案优的话,就更新答案
{
bj=; //发现更优解了
ans[tot]=u;
}
else if(u>ans[tot]) //最优性剪枝:不如答案优就直接返回
{
bi=; //没有找到更优解
return ;
}
vis[u]=;
for(int i=;i<=n;i++) //从小到大去枚举每个点
{
if(i!=fa&&f[u][i]&&!vis[i]) //判断是否连接
{
dfs(i,u);
if(bi) return ; //剪枝
}
}
}
int main()
{
n=read();m=read();
for(int i=;i<=m;i++)
{
u[i]=read();v[i]=read();
add(u[i],v[i]);add(v[i],u[i]); //链表存图,tarjan的时候方便
f[u[i]][v[i]]=;f[v[i]][u[i]]=; //邻接矩阵存图,选择贪心决策的时候方便从小到大找儿子
}
for(int i=;i<=n;i++) //tarjan找环
{
if(!dfn[i]) tarjan(i,);
}
memset(ans,0x3f,sizeof(ans));
if(m==n-) //前60pts
{
dfs(,);
for(int i=;i<=n;i++) printf("%d ",ans[i]);
return ;
}
else //后40pts:基环树
{
for(int i=;i<=m;i++)
{
if(scc[u[i]]==scc[v[i]]) //只需删除同一联通块里的边
{
tot=;bi=;bj=; //bi表示是否一定不会找到更优解,bj表示是否找到了更优解
memset(vis,,sizeof(vis));
f[u[i]][v[i]]=; //暂时删边,这里用邻接矩阵就比较方便了
f[v[i]][u[i]]=;
dfs(,); //更新答案
f[u[i]][v[i]]=; //记得恢复
f[v[i]][u[i]]=;
}
}
}
for(int i=;i<=n;i++) printf("%d ",ans[i]);
return ;
}

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