@bzoj - 2395@ [Balkan 2011]Timeismoney

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有n个城市(编号从0..n-1)，m条公路(双向的)，从中选择n-1条边，使得任意的两个城市能够连通，一条边需要的c的费用和t的时间，定义一个方案的权值 v = (n-1条边的费用和)*(n-1条边的时间和)，你的任务是求一个方案使得v最小。

Input

第一行两个整数n,m,接下来每行四个整数a,b,c,t,表示有一条公路从城市a到城市b需要t时间和费用c

Output

仅一行两个整数sumc，sumt,（sumc表示使得v最小时的费用和，sumc表示最小的时间和）如果存在多个解使得sumc*sumt相等，输出sumc最小的

Sample Input

5 7

0 1 161 79

0 2 161 15

0 3 13 153

1 4 142 183

2 4 236 80

3 4 40 241

2 1 65 92

Sample Output

279 501

HINT

【数据规模】

1<=N<=200, 1<=m<=10000, 0<=a,b<=n-1, 0<=t,c<=255。

有5%的数据m=n-1

有40%的数据有t=c

对于100%的数据如上所述

@solution@

非常经典的题.jpg。

假如将 (sumc, sumt) 看成一个坐标，那么一个可行生成树方案对应了坐标系中的一个点。

可以发现：只有下凸包上的点才可能成为答案。

如果不在下凸包上，那么可以作原点到该点的直线，它与凸包的交点显然更优。

同时，一条线段肯定取两个端点得到的乘积最小（写出表达式发现是二次函数）。

因为三点共线肯定不优，所以凸包上的斜率互不相同且递减。因此，凸包上的点最多只有 \(O(\sqrt{N*\max\{c, t\}})\) 个点。

我们只需要尝试找出凸包上的点并更新答案即可。

考虑两个必定在凸包内的点 A(minx, y) 与 B(x, miny)（不可能找到更大的凸包严格包含这两个点）。

如果忽视掉下凸包中斜率为正的部分（这部分肯定不优），这两个点就是凸包上的点横纵坐标的边界。

我们根据直线 AB，找该直线在凸包上对应的切线，就可以又找到一个新的凸包上的点。

其实就是距离 AB 最远的点 C。距离最远可以转成 ABC 的面积最大，然后可以写出叉积。

根据叉积式子再做一遍最大生成树（注意是最大）就可以找到 C 了。

然后分治 AC, CB 即可。

时间复杂度的一个上界为 \(O(\sqrt{N*\max\{c, t\}}*M\log M)\)。

@accepted code@

#include <cstdio>

#include <algorithm>

using namespace std;

const int MAXN = 200;

const int MAXM = 10000;

const int INF = int(1E9);

typedef long long ll;

int n, m;

struct point{

	int c, t; ll k;

	point(int _c=0, int _t=0) : c(_c), t(_t), k(1LL*_c*_t) {}

	friend point operator + (point a, point b) {

		return point(a.c + b.c, a.t + b.t);

	}

}ans(INF, INF);

void update(point p) {

	if( p.k < ans.k || (p.k == ans.k && p.c < ans.c) )

		ans = p;

}

int a, b;

struct edge{

	int u, v; point p;

	ll get() {return 1LL*a*p.c + 1LL*b*p.t;}

	friend bool operator < (edge a, edge b) {

		return a.get() < b.get();

	}

}e[MAXM + 5];

int fa[MAXN + 5];

int find(int x) {

	return fa[x] = (fa[x] == x ? x : find(fa[x]));

}

point get() {

	for(int i=1;i<=n;i++) fa[i] = i;

	sort(e + 1, e + m + 1);

	point ret(0, 0);

	for(int i=1;i<=m;i++) {

		int fu = find(e[i].u), fv = find(e[i].v);

		if( fu != fv ) {

			ret = ret + e[i].p;

			fa[fu] = fv;

		}

	}

	return ret;

}

void solve(point A, point B) {

	a = (A.t - B.t), b = (B.c - A.c);

	point C = get();

	if( a*C.c + b*C.t + (B.t - A.t)*B.c + (A.c - B.c)*B.t >= 0 )

		return ;

	update(C), solve(A, C), solve(C, B);

}

int main() {

	scanf("%d%d", &n, &m);

	for(int i=1;i<=m;i++) {

		scanf("%d%d%d%d", &e[i].u, &e[i].v, &e[i].p.c, &e[i].p.t);

		e[i].u++, e[i].v++;

	}

	a = 1, b = 0; point A = get(); update(A);

	a = 0, b = 1; point B = get(); update(B);

	solve(A, B);

	printf("%d %d\n", ans.c, ans.t);

}

@details@

其实这个模型之所以经典，是因为它的可迁移性很强。

比如给你整一个下一次最小乘积最短路，最小乘积最小割之类的。

另外，我们 01 分数规划 + 最小生成树，尽管平时用的是二分，其实也可以采用几何方法来做。

但是复杂度就很玄妙了。

巴特西

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