随笔分类 - 2最短路
摘要：相邻格子连双向边，如果一个点有障碍，那进它的边权就是1，否则是0 这样的话，两点间的最短路+[起始点有障碍]，就是从一个点走到另一个需要清除的障碍的个数 求出最短路后枚举这两个点就可以了 然而30*30还是太大跑不开floyd，只能写一个dijkstra
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摘要：首先缩一波点，就变成了一个DAG，边权是出点的大小 那我们走到某个点的时候可能会有两种状态：已经走过反边或者没走过 于是就把一个点拆成两层(x和x+N)，第二层的点表示我已经走过反边了，每层中的边和原来一样，但对于边(u,v)，我们连一个(v,u+N)，表示走了这条边的反边，这条边的边权是u的大小
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摘要：先跑一边dijkstra算出从1到i的最短距离dis[i] 然后建反向边 从n开始记忆化搜索，(p,k)表示1到p的距离=dis[p]+k的方案数 答案就是$\sum\limits_{i=0}^{k}{(n,i)}$ 考虑0环，如果我记搜的时候搜到了0环，那答案就是-1，可以先用tarjan处理一下
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摘要：先标记上一个人所有最短路上的边（同时也要标记反向边） 然后拿着另一个人最短路上的边（会构成一个DAG）去做拓扑dp，记从原点到某个点的最大的某个路径的被标记的边的个数
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摘要：我也想要皮卡丘 跑一遍dijkstra，可以建出一个最短路DAG（从S到任意点的路径都是最短路），然后可以在上面建支配树 并不会支配树，只能简单口胡一下在DAG上的做法 建出来的支配树中，某点的祖先集就是从S到该点的必经点集，也就是说，炸掉某点，这个子树都会变得angryunhappy 大概就是按拓
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摘要：我在做spfa的时候，如果有一个点被更新了超过N次，证明这个图里是有负环的。 （神TM输出YE5和N0）
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摘要：首先floyd求出来每两点间的最短距离，然后再求出来从某点买再到某点卖的最大收益 问题就变成了找到一个和的比值最大的环 所以做分数规划，二分出来那个答案r，把边权变成w[i]-r*l[i]，再做spfa判正环就行了 （本来想偷懒用floyd判正环，结果T了）
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摘要：易证我们走的时候只会从某一层的某端点走向另一端点、然后走向下一层的某端点.. 所以建图然后dijkstra就行了 调了一年以后发现dijkstra写错了
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摘要：做dijkstra，但只需要贪心地把每个点连到它左边、右边、上边、下面的第一个点就可以了
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摘要：反着建边，从T bfs找合法的点，然后再正着bfs一下求最短路就行了
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摘要：首先floyd求出每两点间的距离（注意自己到自己的距离要设成0） 然后就是dp了 一开始照着Lifeguards的样子，钦定了一下i这个点一定要选，然后发现复杂度不对，还想了好长时间优化 然后一翻题解，直接两种状态选或不选分开算O(1)转移多好（所以年轻人不要整天满脑子都是钦定钦定的） 但为什么Li
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摘要：我们是想跑最短路的 我们有两种建图方式： 1.对于每个doge i，连向B[j]==B[i]+P[i]*k ,k=..,-2,-1,0,1,2,... ，边权=|k|，这样连的复杂度是$O(N\sum\limits_{i=1}^{m}\frac{1}{P[i]})$ 2.对于每个楼i，建max(P[
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摘要：我想动某个点的话，一定要先把空白点移动到这个点旁边，然后调换这个点和空白点，一直重复 那么，我们就可以记一些状态(x,y,s) （s={0,1},{0,-1},{1,0},{-1,0}），表示我要动的点在(x,y)，然后空白点在(x+s.x,y+s.y) 这样的话我们就可以建图：$(x,y,s)-1
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摘要：先求出某一段时间[i,j]一直用同一个路径的最短路，乘上天数，记作cost[i,j] 那就可以设f[i]是前i天的最小代价，f[i]=f[j]+cost[j+1,i]+K
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摘要：平面图转对偶图：先在原图中加一个s->t的边，然后对每个面建一个点，对每条分隔两个面的边加一条连接这两个面对应点的边，边权等于原边权。 然后从刚才加的s->t分割出来的两面对应的两个点跑最短路，求出来的就是s到t的最小割。 要特判n==0||m==0的情况 然后我特判的那个点就T了一万次，在抄eli
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摘要：求次短路，dijkstra时同时记下到某点的最短距离和次短距离即可。
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摘要：缩完点后对每次询问做dijkstra即可
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摘要：题意：给一张无向联通图，每条边有长度和高度，每次询问在高度大于p的边，从v点能到达的所有点到1号点的最短距离（强制在线） 首先dijkstra求出每个点到1号点的距离 易知：如果我按高度从高到低给边排序然后用kruskal的方法做出一棵生成树，那么在高度大于p的条件下，在原图中联通的两点在生成树中依
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摘要：题意：给一个有向图（无零边），要求找出最短路的数量（重边只计算一次） 做spfa的时候，记一个cnt对于u-w->v如果dis[u]+w=dis[v],cnt[v]+=cnt[u] 如果dis[u]+w<dis[v],cnt[v]=cnt[u] 要注意的是，不论是大于还是等于，都需要把v加到队列里继
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