poj1330 Nearest Common Ancestors()
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题目大意:给出n 个结点和n-1条边构成一个生成树
然后查询第i和第j个节点的第一个公共结点
思路:LCA的裸题
对于该问题,最容易想到的算法是分别从节点u和v回溯到根节点,获取u和v到根节点的路径P1,P2,其中P1和P2可以看成两条单链表,这就转换成常见的一道面试题:【判断两个单链表是否相交,如果相交,给出相交的第一个点。】。该算法总的复杂度是O(n)(其中n是树节点个数)。
本题介绍了两种比较高效的算法解决这个问题,其中一个是在线算法(DFS+ST),另一个是离线算法(Tarjan算法)离线算法(Tarjan算法)描述:
所谓离线算法,是指首先读入所有的询问(求一次LCA叫做一次询问),然后重新组织查询处理顺序以便得到更高效的处理方法。Tarjan算法是一个常见的用于解决LCA问题的离线算法,它结合了深度优先遍历和并查集,整个算法为线性处理时间。
Tarjan算法是基于并查集的,利用并查集优越的时空复杂度,可以实现LCA问题的O(n+Q)算法,这里Q表示询问 的次数。更多关于并查集的资料,可阅读这篇文章:《数据结构之并查集》。
同上一个算法一样,Tarjan算法也要用到深度优先搜索,算法大体流程如下:对于新搜索到的一个结点,首先创建由这个结点构成的集合,再对当前结点的每一个子树进行搜索,每搜索完一棵子树,则可确定子树内的LCA询问都已解决。其他的LCA询问的结果必然在这个子树之外,这时把子树所形成的集合与当前结点的集合合并,并将当前结点设为这个集合的祖先。之后继续搜索下一棵子树,直到当前结点的所有子树搜索完。这时把当前结点也设为已被检查过的,同时可以处理有关当前结点的LCA询问,如果有一个从当前结点到结点v的询问,且v已被检查过,则由于进行的是深度优先搜索,当前结点与v的最近公共祖先一定还没有被检查,而这个最近公共祖先的包涵v的子树一定已经搜索过了,那么这个最近公共祖先一定是v所在集合的祖先。详细离线算法博客参照,有图文:点击打开链接
/*POJ 1330离线算法*/#include<stdio.h>#include<string.h>#include<iostream>#include<algorithm>#include<math.h>#include<vector>using namespace std;const int MAXN=10010;int F[MAXN];//并查集int r[MAXN];//并查集中集合的个数bool vis[MAXN];//访问标记int ancestor[MAXN];//祖先struct Node{ int to,next;}edge[MAXN*2];int head[MAXN];int tol;void addedge(int a,int b){ edge[tol].to=b; edge[tol].next=head[a]; head[a]=tol++; edge[tol].to=a; edge[tol].next=head[b]; head[b]=tol++;}struct Query{ int q,next; int index;//查询编号}query[MAXN*2];//查询数int answer[MAXN*2];//查询结果int cnt;int h[MAXN];int tt;int Q;//查询个数void add_query(int a,int b,int i){ query[tt].q=b; query[tt].next=h[a]; query[tt].index=i; h[a]=tt++; query[tt].q=a; query[tt].next=h[b]; query[tt].index=i; h[b]=tt++;}void init(int n)//初始化{ for(int i=1;i<=n;i++) { F[i]=-1; r[i]=1; vis[i]=false; ancestor[i]=0; tol=0; tt=0; cnt=0;//已经查询到的个数 } memset(head,-1,sizeof(head)); memset(h,-1,sizeof(h));}int find(int x){ if(F[x]==-1)return x; return F[x]=find(F[x]);}void Union(int x,int y)//合并{ int t1=find(x); int t2=find(y); if(t1!=t2) { if(r[t1]<=r[t2])//y所在集合数量多的话 将x的祖先指向y并查集 同时将数量也增加过去 { F[t1]=t2; r[t2]+=r[t1]; } else { F[t2]=t1; r[t1]+=r[t2]; } }}void LCA(int u){ //if(cnt>=Q)return;//不要加这个 ancestor[u]=u; vis[u]=true;//这个一定要放在前面 for(int i=head[u];i!=-1;i=edge[i].next) { int v=edge[i].to; if(vis[v])continue; LCA(v); Union(u,v); ancestor[find(u)]=u; } for(int i=h[u];i!=-1;i=query[i].next) { int v=query[i].q; if(vis[v])//判断他要查询的结点是否已经被访问过 { answer[query[i].index]=ancestor[find(v)]; cnt++;//已经找到的答案数 } }}bool flag[MAXN];//用于找到根节点int main(){ //freopen("in.txt","r",stdin); //freopen("out.txt","w",stdout); int T; int N; int u,v; scanf("%d",&T); while(T--) { scanf("%d",&N); init(N); memset(flag,false,sizeof(flag)); for(int i=1;i<N;i++) { scanf("%d%d",&u,&v); flag[v]=true; addedge(u,v);//邻接表存储 } Q=1;//查询只有一组 scanf("%d%d",&u,&v); add_query(u,v,0);//增加一组查询 也同样用邻接表存储 int root; for(int i=1;i<=N;i++) if(!flag[i]) { root=i;//查找根节点 即入度为0的点 break; } LCA(root); for(int i=0;i<Q;i++)//输出所有答案 printf("%d\n",answer[i]); } return 0;}
在线算法DFS+ST描述(思想是:将树看成一个无向图,u和v的公共祖先一定在u与v之间的最短路径上):
(1)DFS:从树T的根开始,进行深度优先遍历(将树T看成一个无向图),并记录下每次到达的顶点。第一个的结点是root(T),每经过一条边都记录它的端点。由于每条边恰好经过2次,因此一共记录了2n-1个结点,用E[1, ... , 2n-1]来表示。
(2)计算R:用R[i]表示E数组中第一个值为i的元素下标,即如果R[u] < R[v]时,DFS访问的顺序是E[R[u], R[u]+1, …, R[v]]。虽然其中包含u的后代,但深度最小的还是u与v的公共祖先。
(3)RMQ:当R[u] ≥ R[v]时,LCA[T, u, v] = RMQ(L, R[v], R[u]);否则LCA[T, u, v] = RMQ(L, R[u], R[v]),计算RMQ。
由于RMQ中使用的ST算法是在线算法,所以这个算法也是在线算法。
【举例说明】
T=<V,E>,其中V={A,B,C,D,E,F,G},E={AB,AC,BD,BE,EF,EG},且A为树根。则图T的DFS结果为:A->B->D->B->E->F->E->G->E->B->A->C->A,要求D和G的最近公共祖先, 则LCA[T, D, G] = RMQ(L, R[D], R[G])= RMQ(L, 3, 8),L中第4到7个元素的深度分别为:1,2,3,3,则深度最小的是B。
/*POJ 1330求最近公共祖先(LCA)在线算法 DFS+ST描述对于本题只有一个查询,不适合用在线算法,用离线算法效率更高*/#include<stdio.h>#include<iostream>#include<math.h>#include<string.h>#include<algorithm>using namespace std;const int MAXN=10010;int rmq[2*MAXN];//建立RMQ的数组//***************************//ST算法,里面含有初始化init(n)和query(s,t)函数//点的编号从1开始,1-n.返回最小值的下标//***************************struct ST{ int mm[2*MAXN];//mm[i]表示i的最高位,mm[1]=0,mm[2]=1,mm[3]=1,mm[4]=2 int dp[MAXN*2][20]; void init(int n) { mm[0]=-1; for(int i=1;i<=n;i++) { mm[i]=((i&(i-1))==0?mm[i-1]+1:mm[i-1]); dp[i][0]=i; } for(int j=1;j<=mm[n];j++) for(int i=1;i+(1<<j)-1<=n;i++) dp[i][j]=rmq[dp[i][j-1]]<rmq[dp[i+(1<<(j-1))][j-1]]?dp[i][j-1]:dp[i+(1<<(j-1))][j-1]; } int query(int a,int b)//查询a到b间最小值的下标 { if(a>b)swap(a,b); int k=mm[b-a+1]; return rmq[dp[a][k]]<rmq[dp[b-(1<<k)+1][k]]?dp[a][k]:dp[b-(1<<k)+1][k]; }};//边的结构体定义struct Node{ int to,next;};/* ******************************************LCA转化为RMQ的问题MAXN为最大结点数。ST的数组 和 F,edge要设置为2*MAXNF是欧拉序列,rmq是深度序列,P是某点在F中第一次出现的下标*********************************************/struct LCA2RMQ{ int n;//结点个数 Node edge[2*MAXN];//树的边,因为是建无向边,所以是两倍 int tol;//边的计数 int head[MAXN];//头结点 bool vis[MAXN];//访问标记 int F[2*MAXN];//F是欧拉序列,就是DFS遍历的顺序 int P[MAXN];//某点在F中第一次出现的位置 int cnt; ST st; void init(int n)//n为所以点的总个数,可以从0开始,也可以从1开始 { this->n=n; tol=0; memset(head,-1,sizeof(head)); } void addedge(int a,int b)//加边 { edge[tol].to=b; edge[tol].next=head[a]; head[a]=tol++; edge[tol].to=a; edge[tol].next=head[b]; head[b]=tol++; } int query(int a,int b)//传入两个节点,返回他们的LCA编号 { return F[st.query(P[a],P[b])]; } void dfs(int a,int lev) { vis[a]=true; ++cnt;//先加,保证F序列和rmq序列从1开始 F[cnt]=a;//欧拉序列,编号从1开始,共2*n-1个元素 rmq[cnt]=lev;//rmq数组是深度序列 P[a]=cnt; for(int i=head[a];i!=-1;i=edge[i].next) { int v=edge[i].to; if(vis[v])continue; dfs(v,lev+1); ++cnt; F[cnt]=a; rmq[cnt]=lev; } } void solve(int root) { memset(vis,false,sizeof(vis)); cnt=0; dfs(root,0); st.init(2*n-1); }}lca;bool flag[MAXN];int main(){ int T; int N; int u,v; scanf("%d",&T); while(T--) { scanf("%d",&N); memset(flag,false,sizeof(flag)); lca.init(N); for(int i=1;i<N;i++) { scanf("%d%d",&u,&v); lca.addedge(u,v); flag[v]=true; } int root; for(int i=1;i<=N;i++) if(!flag[i]) { root=i; break; } lca.solve(root); scanf("%d%d",&u,&v); printf("%d\n",lca.query(u,v)); } return 0;}
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