ABC270F 题解

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和洛谷一样好的体验

思路

首先看到花最小代价使得所有点连通，果断转换成最小生成树问题。

接下来就要考虑怎么建图，首先陆地就正常连不用说，建机场和港口的代价貌似都是点权，考虑转成边权。因为一个点飞或者划船到另一个点要两重代价，所以若我们想让 u 和 v 建能飞过去的边，我们可以先从 u 建一条边权为 x[u] 的边到 t，再从 t 建一条边权为 x[v] 的边到 v。

我们按照上面的思路让每个点都和其余 n-1 个点这样建边就能得到一张完全图。这样建图虽然在意义上是没有问题的，但是再跑最小生成树时会强制性把所有无关的中转点也选进去，导致代价重复计算，而且是完全图，边数达到 O(n^2) 级别，光建图就 TLE 了。

我们可以这样去想：我们可以多建两个大点，表示一整片天空，和一整片海。每个点都要对着海和天空连一条边（听起来怎么有点浪漫），边权为自己建机场和港口的代价。这样我们就可以实现我们刚才想达到的所有目的了。

为什么呢？首先看第一个目的，为了解决点权转边权，我们也用了中转站解决，而且只要多建 2n 条边。那这样也有个问题，也不是非要走天和走海，万一走普通边最优呢。为了解决这个问题我们可以直接暴力跑 4 次最小生成树——

  1. 只开车

  2. 只飞天和开车

  3. 只航海和开车

  4. 又飞天又航海又开车

这样就完美解决了。至于最重要的一点，为什么只用所有点连到天空和海不影响图的结构？因为图的本质就是一堆点集和一堆描述联通关系的边。我们看第一版建边思路，点集只有 O(n)，但边数真的有必要这么多吗？

我们注意到每一个我们建的中转点连出去的点集都是一样的，因此有一个中转点就足够。而且对于每一个点，能达到的点和边权的状态都和有一个中转点的情况相同，所以没必要连成完全图，而是把属于这一类的所有边聚集到一个源点，将稠密图稀疏化，而且使得以前每个点能到达的点与边权的状态一样……

我们一般把这类 trick 叫做 建超级源点，聚集到的源点叫做 超级源点。当然这也只是超级源点的一种用法，之后更多好玩的用法大家可以多找点图论题找找，说不定那道题的题解也会是我写的。

实现

之后讲一下实现。也就是按上面的思路建 4 次边跑 4 次最短路，但有一些细节值得注意。

代码

//
//  main.cpp
//  [ABC270F] Transportation
//
//  Created by SkyWave Sun on 2023/11/30.
//

#include <iostream>
#include <algorithm>
#include <vector>
#include <numeric>
#include <climits>
using namespace std;
typedef long long ll;

const int N = 2e5 + 1;

struct dsu {
    vector<int> fa;

    void resize(int sz) {
        fa.resize(sz + 1);
        iota(fa.begin(), fa.end(), 0);
    }

    dsu() {

    }
    dsu(int sz) {
        resize(sz);
    }

    int findFa(int pos) {
        return pos == fa[pos] ? pos : fa[pos] = findFa(fa[pos]);
    }

    void mergeFa(int u, int v) {
        fa[findFa(u)] = findFa(v);
    }

    bool same(int u, int v) {
        return findFa(u) == findFa(v);
    }
};

struct Edge {
    int u, v, w;
    bool operator < (const Edge &e) const {
        return w < e.w;
    }
};

Edge e[N * 3];//注意数组大小

ll kruskal(int n, int m) {
    sort(e + 1, e + m + 1);
    dsu d(n);
    ll ans = 0;
    int cnt = 0;
    for (int i = 1; i <= m; ++i) {
        if (!d.same(e[i].u, e[i].v)) {
            d.mergeFa(e[i].u, e[i].v);
            ans += e[i].w;
            ++cnt;
        }
        if (cnt == n - 1) {
            break;
        }
    }
    return cnt == n - 1 ? ans : LONG_LONG_MAX;//不能形成最小生成树时返回无穷大不对最后答案产生影响
}

int x[N], y[N];

int u[N], v[N], w[N];

int main(int argc, const char * argv[]) {
    int n, m;
    scanf("%d%d", &n, &m);
    for (int i = 1; i <= n; ++i) {
        scanf("%d", &x[i]);
    }
    for (int i = 1; i <= n; ++i) {
        scanf("%d", &y[i]);
    }
    for (int i = 1; i <= m; ++i) {
        scanf("%d%d%d", &u[i], &v[i], &w[i]);
    }

    ll ans = LONG_LONG_MAX;
    for (int i = 0; i < 4; ++i) {//类似状压枚举复用建边代码
        int source = n/*超级源点编号*/, rear = 0;
        if (i & 1) {
            ++source;/*天上边超级源点为 n + 1*/
            for (int j = 1; j <= n; ++j) {
                e[++rear] = {source, j, x[j]};
            }
        }//在 i = 1、 3 的时候建天上边
        if (i & 2) {
            ++source;/*海上边超级源点为 n + 2*/
            for (int j = 1; j <= n; ++j) {
                e[++rear] = {source, j, y[j]};
            }
        }//在 i = 2、3 的时候建海上边
        for (int j = 1; j <= m; ++j) {
            e[++rear] = {u[j], v[j], w[j]};
        }//i = 0、1、2、3 都要建陆地边
        ans = min(ans, kruskal(source, rear));
    }
    printf("%lld\n", ans);
    return 0;
}