- POJ 3041 - Asteroids
- Time: 1000MS
- Memory: 65536K
- 难度: 初级
- 分类: 二分图
问题描述
无。
解题思路
把方阵看做一个特殊的二分图（以行列分别作为两个顶点集V1、V2，其中 |V1|=|V2|）
然后把每行x或者每列y看成一个点，而障碍物(x,y)可以看做连接x和y的边。
按照这种思路构图后，问题就转化成为选择最少的一些点(x或y)，使得从这些点与所有的边相邻，其实这就是最小点覆盖问题。
再利用 二分图最大匹配的Konig定理：最小点覆盖数 = 最大匹配数
最小点覆盖：假如选了一个点就相当于覆盖了以它为端点的所有边，那么需要选择最少的点来覆盖图的所有的边。）
因此本题自然转化为求 二分图的最大匹配 问题。
求最大匹配的一种显而易见的算法是：先找出全部匹配，然后保留匹配数最多的。但是这个算法的时间复杂度为边数的指数级函数，所以需要寻求一种更加高效的算法——用增广路求最大匹配的方法（匈牙利算法）
增广路的定义(也称增广轨或交错轨)：
若P是图G中一条连通两个未匹配顶点的路径，并且属于M的边和不属于M的边(即已匹配和待匹配的边)在P上交替出现，则称P为相对于M的一条增广路径。
由增广路的定义可以推出下述三个结论：
- P的路径个数必定为奇数，第一条边和最后一条边都不属于M。
- 将M和P进行取反操作可以得到一个更大的匹配M （反操作：把P中的 匹配边 与 非匹配边 互换）
- M为G的最大匹配当且仅当不存在M的增广路径P
匈牙利算法步骤：
- 置M为空
- 找出一条增广路径P，通过异或操作获得更大的匹配M’代替M
- 重复(2)操作直到找不出增广路径为止
AC 源码
//Memory Time
//464K 47MS
#include<iostream>
using namespace std;
int n,k; //n矩阵规格，k星体数量
int V1,V2; //二分图顶点集
/*矩阵的行列分别属于二分图的两个顶点集V1、V2，其中行x∈V1，列y∈V2*/
bool grid[501][501]; //存储数据方式：可达矩阵
bool vis[501]; //记录V2的点每个点是否已被搜索过
int link[501]; //记录 V2中的点y 在 V1中 所匹配的点x的编号
int m; //最大匹配数
/*Hungary Algorithm*/
bool dfs(int x)
{
for(int y=1;y<=V2;y++)
if(grid[x][y] && !vis[y]) //x到y相邻(有边) 且 节点y未被搜索
{
vis[y]=true; //标记节点y已被搜索
if(link[y]==0 || dfs(link[y])) //link[y]==0 : 如果y不属于前一个匹配M
{ //find(link[y] : 如果被y匹配到的节点可以寻找到增广路
link[y]=x; //那么可以更新匹配M'(用M替代M')
return true; //返回匹配成功的标志
}
}
return false; //继续查找V1下一个x的邻接节点
}
void search(void)
{
for(int x=1;x<=V1;x++)
{
memset(vis,false,sizeof(vis)); //清空上次搜索时的标记
if(dfs(x)) //从V1中的节点x开始寻找增广路
m++;
}
return;
}
int main(void)
{
cin>>n>>k;
V1=V2=n;
int x,y; //坐标(临时变量)
for(int i=1;i<=k;i++)
{
cin>>x>>y;
grid[x][y]=true; //相邻节点标记
}
/*增广轨搜索*/
search();
/*Output*/
cout<<m<<endl;
return 0;
}
