类型:Floyd 传送门:>Here< 题意:定义一条路径密度 = 该路径长度 / 边数.给出一张$DAG$,现有$Q$次询问,每次给出$X,Y$,问$X,Y$的最小密度路径($N \leq 50$) 解题思路 由于$N$非常小,考虑$Floyd$求最短路.但是这题与$Floyd$的不同就在于需要除以边数 可以枚举边的数量.在边的数量$k$确定时,只需要求得恰好经过$k$条边的最短路即可.有没有联想到矩阵乘法……但是这道题是要求先预处理之后询问,因此矩阵乘法的$log \ M$优化就没有意义了…

题意 题目链接 Sol zz floyd. 很显然的一个dp方程\(f[i][j][k][l]\)表示从\(i\)到\(j\)经过了\(k\)条边的最小权值 可以证明最优路径的长度一定\(\leqslant N\) 然后一波\(n^4\) dp就完了 #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> using namespace std; const int INF = 1e9 + 10; inline in…

题目传送门; 首先理解题目,究其本质就是一个最短路问题,而且数据范围贼水,用floyd完全没问题,但是题目有变化,要求出路径边权值与边数之比,这里就可以考虑在把floyd中的二维数组变为三维,f[ i ][ j ][ l ]表示从 i 到 j 经过 l 条边的情况,而且因为是有向图,所以从一点到达另一点经过的边数最多为n-1条(除非数据有问题),做完floyd之后就从1-n-1枚举边数,然后比较得出ans即可,不过要注意,对于f[ s ][ t ][ l ],某些 l 的情况是不存在的,所以别忘…

P1730 最小密度路径 题面 题目描述 给出一张有 \(N\) 个点 \(M\) 条边的加权有向无环图,接下来有 \(Q\) 个询问,每个询问包括 \(2\) 个节点 \(X\) 和 \(Y\) ,要求算出从 \(X\) 到 \(Y\) 的一条路径,使得密度最小(密度的定义为,路径上边的权值和除以边的数量). 输入输出格式 输入格式: 第一行包括 \(2\) 个整数 \(N\) 和 \(M\) . 以下 \(M\) 行,每行三个数字 \(A\) . \(B\) . \(W\) ,表示从 \(A…

题目大意:给定一个 N 个点,M 条边的有向图,现有 Q 个询问,每次询问 X 到 Y 的最小密度路径是多少.最小密度路径的定义是路径长度除以路径边数. 题解:利用矩阵乘法,可以预处理出从 X 到 Y 恰好经过 K 条边的最短路是多少.对于每次询问,直接处理处理即可,时间复杂度为 \(O(n^4)\). 注意:恰好经过 K 条边的最短路不能将 G[i][i] 初始化成 0,因为边数有实际意义,若这样初始化意味着有自环出现.至少经过 K 条边的同理,也不能这样初始化. 代码如下 #include…

欢迎访问~原文出处——博客园-zhouzhendong 去博客园看该题解 题目传送门 - CodeVS1904 题目传送门 - 洛谷2764 题意概括 给出一个有向无环图,现在请你求一些路径,这些路径覆盖且仅覆盖所有的点一次. 现在让你求最少要几条路径. CodeVS1904 - 只需要输出几条边 洛谷2764 - 先输出路径,再输出几条.(但是截止2017-08-11,还没有SPJ) 题解 话说我这一题一开始在洛谷做,由于没有SPJ,多次爆零,据说在洛谷的那个数据只有网络流可以做?匈牙利挂了(…

Description 给出一张有N个点M条边的加权有向无环图,接下来有Q个询问,每个询问包括2个节点X和Y,要求算出从X到Y的一条路径,使得密度最小(密度的定义为,路径上边的权值和除以边的数量). Input 第一行包括2个整数N和M. 以下M行,每行三个数字A.B.W,表示从A到B有一条权值为W的有向边. 再下一行有一个整数Q. 以下Q行,每行一个询问X和Y,如题意所诉. Output 对于每个询问输出一行,表示该询问的最小密度路径的密度(保留3位小数),如果不存在这么一条路径输出“OMG!…

洛谷4951 地震 #include<iostream> #include<cstdio> #include<algorithm> #define go(i,a,b) for(register int i=a;i<=b;i++) #define ll long long #define db long double #define M 10001 #define N 401 #define inf 1e15 #define eps 1e-12 using name…

题面 Bzoj 洛谷 题解(0/1分数规划+spfa) 考虑\(0/1\)分数规划,设当前枚举到的答案为\(ans\) 则我们要使(其中\(\forall b_i=1\)) \[ \frac{\sum_{i=1}^ta[e_i]}{\sum_{i=1}^tb[v_i]}< ans \\ \therefore\sum a[e_i]-ans*b[v_i]=\sum a[e_i]-ans<0 \] 则问题就变成了判断图内是否存在一个负环... 时间复杂度:\(O(nmlog)\) #include…

有向无环图的最小路径点覆盖 最小路径覆盖就是给定一张DAG,要求用尽量少的不相交的简单路径,覆盖有向无环图的所有顶点. 有定理:顶点数-路径数=被覆盖的边数. 要理解的话可以从两个方向: 假设DAG已经被n条路径覆盖,那么任意一条路径又有 顶点数-1=边数.那么对所有路径等式两边求和,每条路径的顶点数之和=所有点数,-1的和=路径数,每条路径的边数之和=被覆盖的边数..这样上面的定理就成立了. 还有一种方法,我们要先引入二分图 我们把原图中的点拆成出点(边从该点出)和入点(边从该点入),即原图点…