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好玄学的dp啊....
设状态dp[i][j]表示是否存在一条以j为起点,状态为i的路径
那么可以枚举j的所有后继节点进行转移,但时间较大,而且比较复杂
所以我们利用bitset+meet in the middle进行优化:
利用bitset优越的位运算性质,我们可以减少一层循环
利用meet in the middle思想,我们可以减小枚举范围
算法讲解:
我们将d分成d/2和d-d/2两部分,最后进行合并
首先,第一层倒序枚举所有节点,每次清空bitset的dp数组,表示本次只用这个点为起点进行拓展
然后,为防止出现010和0010这样的碰撞状态,我们在所有状态的最高位赋上1
接着,我们枚举所有状态和终点j和k,那么如果dp[j][k]为真,则可以向下进行转移,这时就应用了bitset的优越性:我们可以直接将dp数组与邻接矩阵进行位运算来更新,而不必再通过枚举来更新
最后,我们要实现meet in the middle思想,所以我们再使用一个f数组,f[i][j]表示以j为终点,状态为i的路径是否存在
那么,由于是无向图,只要从dp[i][u]可以拓展出某个状态,f[i][u]即为真
最后,只需分别枚举两部分的状态,然后合并即可
注意:操作时不要忘记最高位1的处理
#include <cstdio>
#include <cmath>
#include <cstring>
#include <cstdlib>
#include <iostream>
#include <algorithm>
#include <queue>
#include <stack>
#include <bitset>
#define maxn 105
#define maxv (1<<20)+5
using namespace std;
bitset <maxn> dp[maxv],f[maxv],e0[maxn],e1[maxn];
int n,m,d;
int main()
{
freopen("y.in","r",stdin);
freopen("y.out","w",stdout);
scanf("%d%d%d",&n,&m,&d);
for(int i=1;i<=m;i++)
{
int x,y,z;
scanf("%d%d%d",&x,&y,&z);
if(z)
{
e1[x][y]=e1[y][x]=1;
}else
{
e0[x][y]=e0[y][x]=1;
}
}
int d2=d/2,d1=d-d2;
for(int i=n;i>=1;i--)
{
for(int j=0;j<(maxv);j++)
{
dp[j].reset();
}
dp[1][i]=1;
for(int j=1;j<(1<<d1);j++)
{
for(int k=1;k<=n;k++)
{
if(dp[j][k])
{
dp[j<<1]|=e0[k];
dp[(j<<1)|1]|=e1[k];
}
}
}
for(int j=0;j<(1<<d1);j++)
{
f[j][i]=dp[(1<<d1)|j].any();
}
}
int ret=0;
for(int i=0;i<(1<<d1);i++)
{
for(int j=0;j<(1<<d2);j++)
{
if((dp[(1<<d2)|j]&f[i]).any())
{
ret++;
}
}
}
printf("%d\n",ret);
return 0;
}