题目
Farmer John正在一个新的销售区域对他的牛奶销售方案进行调查。他想把牛奶送到T个城镇 \((1 <= T <= 25,000)\)，编号为\(1T\)。这些城镇之间通过\(R\)条道路 \((1 <= R <= 50,000\)，编号为\(1\)到\(R\)) 和\(P\)条航线 \((1 <= P <= 50,000\)，编号为\(1\)到\(P\)) 连接。每条道路i或者航线\(i\)连接城镇\(A_i (1 <= A_i <= T)\)到B\(_i (1 <= B_i <= T)\)，花费为\(C_i\)。对于道路，\(0 <= C_i <= 10,000\);然而航线的花费很神奇，花费\(C_i\)可能是负数\((-10,000 <= C_i <= 10,000)\)。道路是双向的，可以从\(A_i\)到\(B_i\)，也可以从\(B_i\)到\(A_i\)，花费都是\(C_i\)。然而航线与之不同，只可以从\(A_i\)到\(B_i\)。事实上，由于最近恐怖主义太嚣张，为了社会和谐，出台了一些政策保证：如果有一条航线可以从\(A_i\)到\(B_i\)，那么保证不可能通过一些道路和航线从\(B_i\)回到\(A_i\)。由于FJ的奶牛世界公认十分给力，他需要运送奶牛到每一个城镇。他想找到从发送中心城镇\(S(1 <= S <= T)\) 把奶牛送到每个城镇的最便宜的方案，或者知道这是不可能的。
输入格式
-
第\(1\)行：四个空格隔开的整数:$ T, R, P$, and \(S\)
-
第\(2\)到\(R+1\)行：三个空格隔开的整数（表示一条道路）：\(A_i, B_i 和 C_i\)
-
第\(R+2\)到\(R+P+1\)行：三个空格隔开的整数（表示一条航线）：\(A_i, B_i\) 和 \(C_i\)
输出格式
- 第1到T行：从S到达城镇i的最小花费，如果不存在输出"NO PATH"。
输入样例
6 3 3 4
1 2 5
3 4 5
5 6 10
3 5 -100
4 6 -100
1 3 -10
样例输入解释
一共六个城镇。在1-2，3-4，5-6之间有道路，花费分别是5，5，10。同时有三条航线：3->5，4->6和1->3，花费分别是-100，-100，-10。FJ的中心城镇在城镇4。
输出样例
NO PATH
NO PATH
5
0
-95
-100
样例输出解释
FJ的奶牛从4号城镇开始，可以通过道路到达3号城镇。然后他们会通过航线达到5和6号城镇。
但是不可能到达1和2号城镇。
题解
因为有负权存在, 所以不能用 Dijkstra 算法, 而且这道题还故意卡掉了 SPFA, 所以必须用别的方法.
注意, 题目中有一个特性, 双向边都是负的, 单向边都是正的, 而且构不成环.
如果把图中的单向边删掉, 只留下双向边, 那么就剩下来一些连通块, 因为全是双向边, 所以只要存在边, 就是联通的.
然后用类似 Tarjan 的办法, 把强连通分量看作一个点, 然后再添加单向边后, 就是一个有向无环图(DAG), 然后使用拓扑排序处理整个图, 使用 Dijkstra 处理每个连通块.
首先只加入双向边, DFS 求每个连通块, 根据输入的特性, 输入完道路之后 DFS 即可.
然后对于每个连通块, 和拓扑排序一样, 统计入度, 将入度为0的连通块加入队列.
不断从队列中取出一个连通块, 进行 Dijkstra 松弛, 入度减一, 如果为0, 加入队列.
那么怎么进行 Dijkstra 松弛呢?
最开始定义一个数组, \(d_i\)表示\(S\)到\(i\)的最短路, 最开始\(d_S=0\),其它初始化为无穷大.
拿到一个连通块之后, 把所有的点都加入优先队列,
不断从优先队列中取出\(d\)最小的点, 扫描每条出边, 进行松弛操作, 如果扫描到的出边终点不在此连通块, 就把终点所属连通块加入拓扑排序队列.
拓扑排序队列为空后, \(d\)数组就是要求的答案.
代码
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <queue>
using namespace std;
const int MAXT = 25006, MAXRP = 150006, INF = 0x3f3f3f3f;
struct edges { int next, value, to;} edges[MAXRP];
int T, R, P, S, A, B, C, head[MAXT], tot = 0, c[MAXT], deg[MAXT], d[MAXT], totc = 0;
bool v[MAXT];
queue<int> q;
priority_queue<pair<int, int> > Q;
inline void add(int x, int y, int v) {
edges[++tot].to = y;
edges[tot].value = v;
edges[tot].next = head[x];
head[x] = tot;
}
void dfs(int i) {
for (int j = head[i]; j; j = edges[j].next)
if (!c[edges[j].to]) c[edges[j].to] = totc, dfs(edges[j].to);
}
int main() {
memset(d, 0x7f, sizeof(d));
scanf("%d%d%d%d",&T,&R,&P,&S);
for (int i = 1; i <= R; i++)
scanf("%d %d %d", &A, &B, &C), add(A, B, C), add(B, A, C);
for (int i = 1; i <= T; i++)
if (!c[i]) c[i] = ++totc, dfs(i);
for (int i = 1; i <= P; i++)
scanf("%d %d %d", &A, &B, &C), add(A, B, C), ++deg[c[B]];
q.push(c[S]);
for (int i = 1; i <= totc; i++)
if (!deg[i]) q.push(i);
d[S] = 0;
while (q.size()) {
int i = q.front();
q.pop();
for (int j = 1; j <= T; j++)
if (c[j] == i) Q.push(make_pair(-d[j], j));
while (Q.size()) {
int x = Q.top().second;
Q.pop();
if (v[x]) continue;
v[x] = 1;
for (int j = head[x]; j; j = edges[j].next) {
int y = edges[j].to;
if (d[x] + edges[j].value < d[y]) {
d[y] = d[x] + edges[j].value;
if (c[x] == c[y]) Q.push(make_pair(-d[y], y));
}
if (c[x] != c[y] && !--deg[c[y]]) q.push(c[y]);
}
}
}
for (int i = 1; i <= T; i++) (d[i] > INF) ? puts("NO PATH") : printf("%d\n", d[i]);
return 0;
}