何となく出たら強い人がいないのか妙にいい順位になったけど、Tシャツは米国内在住じゃないともらえない…?
https://www.hackerrank.com/contests/indeed-prime-codesprint/challenges/flatland-roads
問題
N頂点M辺の連結グラフが与えられる。
辺のうち、そこを移動できないとグラフが連結でなくなるような辺の事をcriticalな辺と呼ぶ。
各頂点から、criticalな辺を通る回数をp回以下で到達可能な頂点数を求めよ。
解法
criticalな辺は橋そのものなので、まずは二重辺連結成分分解を行い、グラフを木に縮約しよう。
縮約後の各頂点のスコアを、縮約前の連結成分の頂点数とする。
そうすると、求めるのは各頂点から縮約後のグラフで距離p以内になる頂点のスコアの総和(から始点そのもの分1を除いたもの)となる。
各頂点から初めてN回探索すると、最悪O(N^2)かかる。
ここではpが小さいことを用いて別の解き方をしよう。
まず木を根付き木と見なし、各頂点vからsubtree内で距離q以内のスコアの合計S(v,q)を求めよう。
これはO(N*p)で出来る。
次に各頂点vから距離p以内のスコアを求める。
vからr回親を辿った頂点をP(v,r)とする。
P(v,0)(=v),P(v,1), ... , P(v,p)の各頂点に対し、そこを通るケースのスコアを求める。
P(v,r)を通るケースは、vからP(v,r)までr回すでに端を通っているので、S(P(v,r),p-r)個の頂点を辿ることができる。
ただし、P(v,r)に至るにはP(v,r-1)を経由してきているので、P(v,r)からまたP(v,(r-1))に戻るケースは取り除いてよい。
よってS(P(v,r),p-r) - S(P(v,r-1),p-r-1)となる。
上記式をr=0~pにおいて総和を取ればよい。
この処理もO(N*p)で可能。
class SCC_BI { public: static const int MV = 110000; int NV,time; vector<vector<int> > E; vector<int> ord,llink,inin; stack<int> roots,S; vector<int> M; //point to group vector<int> ART; // out vector<vector<int> > SC; // out vector<pair<int,int> > BR; // out void init(int NV=MV) { this->NV=NV; E.clear(); E.resize(NV);} void add_edge(int x,int y) { E[x].push_back(y); E[y].push_back(x); } void dfs(int cur,int pre) { int art=0,conn=0,i,se=0; ord[cur]=llink[cur]=++time; S.push(cur); inin[cur]=1; roots.push(cur); FOR(i,E[cur].size()) { int tar=E[cur][i]; if(ord[tar]==0) { conn++; dfs(tar,cur); llink[cur]=min(llink[cur],llink[tar]); art += (pre!=-1 && ord[cur]<=llink[tar]); if(ord[cur]<llink[tar]) BR.push_back(make_pair(min(cur,tar),max(cur,tar))); } else if(tar!=pre || se) { llink[cur]=min(llink[cur],ord[tar]); while(inin[tar]&&ord[roots.top()]>ord[tar]) roots.pop(); } else se++; // double edge } if(cur==roots.top()) { SC.push_back(vector<int>()); while(1) { i=S.top(); S.pop(); inin[i]=0; SC.back().push_back(i); M[i]=SC.size()-1; if(i==cur) break; } sort(SC.back().begin(),SC.back().end()); roots.pop(); } if(art || (pre==-1&&conn>1)) ART.push_back(cur); } void scc() { SC.clear(),BR.clear(),ART.clear(),M.resize(NV); ord.clear(),llink.clear(),inin.clear(),time=0; ord.resize(NV);llink.resize(NV);inin.resize(NV); for(int i=0;i<NV;i++) if(!ord[i]) dfs(i,-1); sort(BR.begin(),BR.end()); sort(ART.begin(),ART.end()); } }; int N,M,P; int U[300000],V[300000]; SCC_BI sb; int mp[101010]; int ret[101010]; int C[101010]; vector<int> E[101010]; int num[101010][20]; int par[101010]; void dfs(int cur,int pre) { int i; par[cur]=pre; FOR(i,20) num[cur][i]=C[cur]; FORR(tar,E[cur]) if(tar!=pre) { dfs(tar,cur); FOR(i,19) num[cur][i+1]+=num[tar][i]; } } void solve() { int i,j,k,l,r,x,y; string s; cin>>N>>M>>P; sb.init(N); FOR(i,M) { cin>>U[i]>>V[i]; sb.add_edge(--U[i],--V[i]); } sb.scc(); FOR(i,sb.SC.size()) FORR(r,sb.SC[i]) mp[r]=i, C[i]++; FOR(i,M) if(mp[U[i]]!=mp[V[i]]) { E[mp[U[i]]].push_back(mp[V[i]]); E[mp[V[i]]].push_back(mp[U[i]]); } FOR(i,sb.SC.size()) { sort(ALL(E[i])); E[i].erase(unique(ALL(E[i])),E[i].end()); par[i]=-1; } dfs(0,-1); FOR(i,sb.SC.size()) { int pre=-1,cur=i,x=P; FOR(j,P+1) { if(cur<0) break; ret[i]+=num[cur][x]; if(pre>=0 && x) ret[i]-=num[pre][x-1]; pre=cur; cur=par[cur]; x--; } } FOR(i,N) cout<<(ret[mp[i]]-1)<<endl; }
まとめ
指定された距離内にある頂点数の列挙、その場で思いついたけど割と綺麗に解けて良かった。
このテクは他でも使えそうね。