[洛谷] [NOIP2018 提高组] 旅行 加强版 - 基环树 | DFS / Tarjan / topoSort
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了[洛谷] [NOIP2018 提高组] 旅行 加强版 - 基环树 | DFS / Tarjan / topoSort相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
题目链接：https://www.luogu.com.cn/problem/P5049
题目描述
小 Y 是一个爱好旅行的 OIer。她来到 X 国，打算将各个城市都玩一遍。
小Y了解到， X国的 n 个城市之间有 m 条双向道路。每条双向道路连接两个城市。 不存在两条连接同一对城市的道路，也不存在一条连接一个城市和它本身的道路。并且， 从任意一个城市出发，通过这些道路都可以到达任意一个其他城市。小 Y 只能通过这些 道路从一个城市前往另一个城市。
小 Y 的旅行方案是这样的：任意选定一个城市作为起点，然后从起点开始，每次可 以选择一条与当前城市相连的道路，走向一个没有去过的城市，或者沿着第一次访问该 城市时经过的道路后退到上一个城市。当小 Y 回到起点时，她可以选择结束这次旅行或 继续旅行。需要注意的是，小 Y 要求在旅行方案中，每个城市都被访问到。
为了让自己的旅行更有意义，小 Y 决定在每到达一个新的城市（包括起点）时，将 它的编号记录下来。她知道这样会形成一个长度为 nn 的序列。她希望这个序列的字典序 最小，你能帮帮她吗？ 对于两个长度均为 nn 的序列 AA 和 BB，当且仅当存在一个正整数 xx，满足以下条件时， 我们说序列 AA 的字典序小于 BB。
对于任意正整数 1 ≤ i < x1≤i<x，序列 A 的第 i 个元素Ai 和序列 B 的第 i 个元素 Bi相同。
序列 A 的第 x 个元素的值小于序列 B 的第 x 个元素的值。
输入格式
输文件共 m+1 行。第一行包含两个整数 n,m(m≤n)，中间用一个空格分隔。
接下来 m 行，每行包含两个整数 u,v(1≤u,v≤n) ，表示编号为 u 和 v 的城市之 间有一条道路，两个整数之间用一个空格分隔。
输出格式
输出文件包含一行，nn 个整数，表示字典序最小的序列。相邻两个整数之间用一个 空格分隔。
输入
6 5
1 3
2 3
2 5
3 4
4 6
输出
1 3 2 5 4 6
输入
6 6
1 3
2 3
2 5
3 4
4 5
4 6
输出：
1 3 2 4 5 6
该题m有两种情况，对于m = n - 1的情况，这是一颗树，我们只需要从1开始，往后遍历时，每次选择所连的点（未被访问过）中，编号最小的那个（贪心）
对于m = n的情况下，图中绝对会有一个环，这种图叫做基环树，
遇见基环树，首要的任务是找环 ：
① 在学习Tarjan算法的时候，我们可以知道改环中任意两点都是可以相互到达的（SCC），所以说我们可以用Tarjan算法来找出环 最稳妥
② 可以用dfs来模拟Tarjan算法的过程来找环
以下为本人两种常用的dfs找环的代码，均可通过此题
bool vis[500007];
int in[500007],tot,rt;
int getLoop(int u,int fa) {
if(vis[u]) {
rt = u;
return 1;
}
int tmp;
vis[u] = true;
for(int i=head[u]; ~i; i=e[i].nex) {
int to = e[i].v;
if(to == fa) continue;
tmp = getLoop(to,u);
if(tmp) {
if(tmp == 1) {
in[u] = 1;
if(u != rt) return 1;
}
return 2;
}
}
return 0;
}
int getLoop2(int u,int fa) {
vis[u] = true;
for(int i=head[u]; ~i; i=e[i].nex) {
int to = e[i].v;
if(to == fa) continue;
if(vis[to]) {
in[u] = 1;
return to;
} else {
int ret = getLoop2(to,u);
if(ret == 0) return 0;
if(ret == -1) continue;
in[u] = 1;
if(ret == u) return 0;
else return ret;
}
}
return -1;
}
对于基环树的情况，大致有两种复杂度的情况{
1. 找到环，然后枚举环上的边，断掉一条边之后，便到了树的情况
2. 因为基环树比树多了一条边，所以在 dfs找答案的时候就可以选择一条边不走。按照贪心策略在dfs过程中，考虑在什么情况下会选择舍弃一条边？{
① 毋庸置疑，首先我们舍弃的这一条边是在环上的
② 舍弃了这条边之后，就立即进行回溯，因为舍弃的边连接的是当前点的最大儿子节点
③ 我们在回溯之后，再往后走的那个点的编号一定是比舍弃的那条边连接的点要小
}
}
以上两种找环的方式时间复杂度相差不大（几乎没有差距）
int cnt,head[500007],n,m,flag;
vector<int> ans;
struct node {
int v,nex,u;
} e[maxn];
void add(int u,int v) {
e[cnt].u = u;
e[cnt].v = v;
e[cnt].nex = head[u];
head[u] = cnt ++;
}
void init() {
cnt = 0;
for(int i=0; i <= 500000; i++) head[i] = -1;
}
bool vis[500007];
int in[500007],tot,rt;
int getLoop(int u,int fa) {
if(vis[u]) {
rt = u;
return 1;
}
int tmp;
vis[u] = true;
for(int i=head[u]; ~i; i=e[i].nex) {
int to = e[i].v;
if(to == fa) continue;
tmp = getLoop(to,u);
if(tmp) {
if(tmp == 1) {
in[u] = 1;
if(u != rt) return 1;
}
return 2;
}
}
return 0;
}
int getLoop2(int u,int fa) {/// pre_version
vis[u] = true;
for(int i=head[u]; ~i; i=e[i].nex) {
int to = e[i].v;
if(to == fa) continue;
if(vis[to]) {
in[u] = 1;
return to;
} else {
int ret = getLoop2(to,u);
if(ret == 0) return 0;
if(ret == -1) continue;
in[u] = 1;
if(ret == u) return 0;
else return ret;
}
}
return -1;
}
void dfs(int u,int fa) {
ans.push_back(u);
vis[u] = true;
vector<int> vet;
for(int i=head[u]; ~i; i=e[i].nex) {
int to = e[i].v;
if(vis[to]) continue;
vet.push_back(to);
}
sort(vet.begin(),vet.end());
int siz = vet.size();
for(int i=0; i<siz; i++) {
int to = vet[i];
if(vis[to]) continue;
if(flag && i == siz - 1 && in[u] && in[to] && to > fa) {
flag = 0;
continue;
}
if(i + 1 < siz) dfs(to,vet[i+1]);
else dfs(to,fa);
}
}
int main() {
n = read,m = read;
init();
for(int i=1; i<=m; i++) {
int u = read,v = read;
add(u,v),add(v,u);
}
memset(vis,0,sizeof vis);
if(n == m) getLoop(1,0),flag = 1;/// ac 2 3 4 5
memset(vis,0,sizeof vis);
dfs(1,n+1);
for(int i=1; i<=n; i++) {
printf("%d%c",ans[i-1],i<n?' ':'\\n');
}
return 0;
}
/**
6 6
1 3
2 3
2 5
3 4
4 5
4 6
**/
Tarjan做法：
时间相差不大，可能多了个 stl 的常数吧
int cnt,head[500007],n,m,flag;
vector<int> ans;
struct node {
int v,nex,u;
} e[maxn];
void add(int u,int v) {
e[cnt].u = u;
e[cnt].v = v;
e[cnt].nex = head[u];
head[u] = cnt ++;
}
void init() {
cnt = 0;
for(int i=0; i <= 500000; i++) head[i] = -1;
}
bool vis[500007];
int in[500007],tot,tim;
int dfn[500007],low[500007];///,pos[500007];
stack<int> st;///Tarjan use
void Tarjan(int x,int fa) {
dfn[x] = low[x] = ++ tim;
st.push(x);
vis[x] = 1;
for(int i=head[x]; ~i; i=e[i].nex) {
int to = e[i].v;
if(to == fa) continue;
if(!dfn[to]) {
Tarjan(to,x);
low[x] = min(low[x],low[to]);
} else if(vis[to] == 1) {
low[x] = min(low[x],dfn[to]);
}
}
if(low[x] == dfn[x]) {
vector<int> path;
path.push_back(x);
while(st.top() != x) {
path.push_back(st.top());
vis[st.top()] = 0;
st.pop();
}
st.pop();
if(path.size() >= 2) {
for(int i=0; i<path.size(); i++) in[path[i]] = 1;
return ;
}
}
}
void dfs(int u,int fa) {
ans.push_back(u);
vis[u] = true;
vector<int> vet;
for(int i=head[u]; ~i; i=e[i].nex) {
int to = e[i].v;
if(vis[to]) continue;
vet.push_back(to);
}
sort(vet.begin(),vet.end());
int siz = vet.size();
for(int i=0; i<siz; i++) {
int to = vet[i];
if(vis[to]) continue;
if(flag && i == siz - 1 && in[u] && in[to] && to > fa) {
flag = 0;
continue;
}
if(i + 1 < siz) dfs(to,vet[i+1]);
else dfs(to,fa);
}
}
int main() {
n = read,m = read;
init();
for(int i=1; i<=m; i++) {
int u = read,v = read;
add(u,v),add(v,u);
}
memset(vis,0,sizeof vis);
if(n == m) Tarjan(1,0),flag = 1;/// ac 2 3 4 5
memset(vis,0,sizeof vis);
dfs(1,n+1);
for(int i=1; i<=n; i++) {
printf("%d%c",ans[i-1],i<n?' ':'\\n');
}
return 0;
}
/**
6 6
1 3
2 3
2 5
3 4
4 5
4 6
**/
本题在找环的过程中，像极了2017年蓝桥杯决赛的一道题 发现环
其实这个题再想一下的话，就可以发现，可以用拓扑排序做出来
方法大同小异咯
干脆也写了一下，拓扑排序写法：
#define Clear(x,val) memset(x,val,sizeof x)
int cnt,head[500007],n,m,flag;
vector<int> ans;
struct node {
int v,nex,u;
} e[maxn];
void add(int u,int v) {
e[cnt].u = u;
e[cnt].v = v;
e[cnt].nex = head[u];
head[u] = cnt ++;
}
void init() {
cnt = 0;
for(int i=0; i <= 500000; i++) head[i] = -1;
}
bool vis[500007];
int in[NOIP1999] 提高组 洛谷P1016 旅行家的预算
[NOIP2001] 提高组 洛谷P1027 Car的旅行路线
2018 NOIP提高组Day1 T1 道路铺设（原题洛谷 P1969 积木大赛）