题目描述
给定一棵N个节点的树，要求增加若干条边，把这棵树扩充为完全图，并满足图的唯一最小生成树仍然是这棵树。
求增加的边的权值总和最小是多少。
输入格式
第一行包含整数t，表示共有t组测试数据。
对于每组测试数据，第一行包含整数N。
接下来N-1行，每行三个整数X,Y,Z，表示X节点与Y节点之间存在一条边，长度为Z。
输出格式
每组数据输出一个整数，表示权值总和最小值。
每个结果占一行。
数据范围
(N le 6000,Z le 100)
输入样例：
2
3
1 2 2
1 3 3
4
1 2 3
2 3 4
3 4 5
输出样例：
4
17
解题报告
题意理解
这道题目说的很清楚,就是让我们将一个最小生成树的图,添加一些边,使得这张图成为一个完全图.
但是我们这张图的最小生成树,必须还是原来那张图的最小生成树.
也就是说两张图的最小生成树表示是一模一样的.
算法解析
根据上面的信息,我们不难发现这道题目和最小生成树算法联系紧密,那么现在我们的主要问题就在于如何去构造最小生成树.
我们可以考虑最小生成树算法中的Kruskal算法.
- 首先将所有的边按照从小到大的顺序排序.
此时我们保证了是最小生成树的完美生成法则.
- 对于每一条边((x,y,w))而言,他们之间有某种关系.
假如说(x)和(y)不在同一个连通块(集合)之中,也就是他们之间没有边相连
那么我们相连之后,现在这两个点,各自所在的连通块(集合),都拥有了一个最短边,也就是((x,y,w)).
最小生成树是已经确定了,但是对于这原来两个连通块的其他点怎么办?
[首先我们设S_x表示为x之前所在的连通块 \
那么S_y表示为y之前所在的连通块.
]
因为我们不能破坏这个最小生成树,所以我们这原来的两个连通块中的点就必须有如下性质.
[假如说点A属于S_x这个集合之中 \
点B属于S_y这个集合之中.
]
那么点(A)与点(B)之间的距离,必须要大于之前的(w),否则就会破坏之前的最小生成树
[所以说(A,B)之间的距离最小为w+1
]
假如说我们知道
[S_x有p个元素,然后S_y有q个元素.
]
那么将
[S_x与S_y连通块的所有点相连.
]
显然这个两个连通块会增加.
[p imes q-1条边
]
然后每一条边的最小长度为
[w+1
]
所以我们会得出
[(w+1) imes (p*q-1)为两个连通块成为完全图的最小代价
]
代码解析
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=1e4+100;
int fa[N],n,m,i,j,k,t,s[N];
long long ans;
struct node
{
int x,y,w;
} edge[N];
bool cmp(node a,node b)
{
return a.w<b.w;//排序
}
int find(int x)
{
return fa[x]==x?x:fa[x]=find(fa[x]);//并查集
}
int main()
{
scanf("%d",&t);
while(t--)
{
scanf("%d",&n);
for(int i=1;i<n;i++)
scanf("%d%d%d",&edge[i].x,&edge[i].y,&edge[i].w);
for(int i=1;i<=n;i++)
fa[i]=i,s[i]=1;
sort(edge+1,edge+n,cmp);
ans=0;
for(int i=1;i<n;i++)
{
int x=find(edge[i].x),y=find(edge[i].y),w=edge[i].w;
if (x==y)//在同一个连通块之间了
continue;
ans+=(long long)(s[x]*s[y]-1)*(w+1);//计算最少路径
fa[x]=y;//合并
s[y]+=s[x];//计算连通块大小.
}
printf("%lld
",ans);//输出答案
}
return 0;
}