标签：xpl ios hang 出现 const 左右 ati 无法 比较
比赛用题面、题解、标程和数据生成器都挂在 git@github.com:sun123zxy/spring.git 上。
白银之春 (spring.cpp/.in/.out) (2s,512MB)
Background
妖梦正在收集春度！
Description
幻想乡由 \(n\) 个地点和 \(m\) 条单向小路组成，第 \(i\) 个地点蕴含着 \(s_i\) 的春度。妖梦从位于 \(1\) 号节点的白玉楼出发，沿图上路径收集沿路的春度，总春度为收集到的所有春度之和。
半人半灵的妖梦具有一种名叫“人妖槽”的属性，该属性有两种状态——“人类逢魔”与“妖怪逢魔”，出发时状态为“人类逢魔”。某些小路上可能被放置了“森罗结界”。在经过被放置结界的小路时，妖梦的人妖槽状态将会发生变化——若经过这条小路前人妖槽状态为“人类逢魔”，则经过后将变为“妖怪逢魔”；反之，若经过前状态为“妖怪逢魔”，则经过后将变为“人类逢魔”。当且仅当人妖槽状态为“妖怪逢魔”时，妖梦才可以收集到当前所在地点所蕴含的春度。
每个点的春度只能被收集一次。妖梦可以在图上任意游走，并可以选择在任意一个地点停止收集。
妖梦希望收集到的总春度最大，但她并没有学过OI，请你帮忙算出她最多能收集到多少春度。
因为并非所有人都具有结界内的常识，妖梦也提供了一份题意简述 ：
给定一个带点权普通有向图和一只具有 \(0/1\) 状态的妖梦，从 \(1\) 号节点出发，初始状态为 \(0\) 。边有 \(0/1\) 边权，经过边时状态要异或上边权。当前状态为 \(1\) 时可取得所在点权，点权只能被取得一次。问在图上随意游走可获得的最大点权和。
Input
第一行四个整数 \(n\) ， \(m\) ，表示图由 \(n\) 个点， \(m\) 条边构成。
接下来一行有 \(n\) 个整数 \(s_i\) ，表示\(i\)号节点蕴含 \(s_i\) 的春度。
接下来 \(m\) 行每行 \(3\) 个整数 \(u_i\) ， \(v_i\) ， \(w_i\) ，表示有一条从 \(u_i\) 到 \(v_i\) 的有向边，若 \(w_i = 1\) ，则表示该小路上被放置了森罗结界，若 \(w_i = 0\) ，则表示未被放置。
Output
输出一行一个整数，表示妖梦能收集到的最大总春度。
Sample 1
Sample 1 Input
5 6 99 82 44 35 3 1 2 1 2 3 0 3 4 1 4 5 0 2 4 1 3 5 1Sample 1 Output
126Sample 1 Explanation
路径为 \(1\) -> \(2\) -> \(3\) ，可获得 \(0 \times 99 + 1 \times 82 + 1 \times 44=126\) 点春度。
Sample 2
Sample 2 Input
9 10 9 9 8 2 4 4 3 5 3 1 2 0 2 3 1 3 2 0 3 4 0 4 5 1 5 6 0 6 4 1 2 5 0 7 8 1 9 8 1Sample 2 Output
25Sample 2 Explanation
路径为 \(1\) -> \(2\) -> \(3\) -> \(2\) -> \(5\) -> \(6\) ，可以获得 $0 \times 9 + 0 \times 9 + 1 \times 8 + 1 \times 9 + 1 \times 4 + 1 \times 4= 25 $ 点春度。
Sample 3
见
sample目录下spring3.in/.ans。该样例是一个无环图。
Sample 4
见
sample目录下spring4.in/.ans。Constraints
对于30%的数据，保证图中无环。
对于另外20%的数据，保证图随机生成。
对于100%的数据， \(2 \le N \le 5 * 10^5\) ， \(1 \le M \le 10^6\) ， \(0 \le s_i \le 10^9\) ， \(1 \le u_i,v_i \le N\) ， \(w_i \in \{ 0,1 \}\) 。
Hints
由于幻想乡不受常识束缚，不保证不出现重边和自环，不保证图连通。
输入量较大，请使用较为快速的读入方式。
保证时限在std用时的2倍左右。std没有卡常，请放心食用。
Source
sun123zxy
DAG上dp就好了。设状态 \(f[u][0/1]\) 为到达点 \(u\) 时状态为 \(0/1\) 可收集到的最大春度，若 \(f[u][t]\) 可达，有
其中 \(\mathrm{val}[u]\) 是点 \(u\) 的权值， \((v,w) \in \mathrm{pre}_u\) 表示 \(u\) 在DAG上的前驱边， \(\otimes\) 代表异或。
答案即 \(\max_{u \in G} \max(f[u][0],f[u][1])\) 。
普通图有环，环上的状态转移方程相互依赖，无法dp。
根据部分分的提示，考虑缩点。
不妨先看所有强连通分量都只是简单环的情况。
为了方便描述，我们定义如下两种描述：
容易发现奇环上可以通过绕一圈的方式回到原点，使状态发生改变。也就是说，不论从进出位置和初始状态如何，一个奇环总可以输出任意的 \(0\) 或 \(1\) 。而如果在奇环上绕两圈，就可以取得环上所有点的春度。所以直接缩点处理即可。
那么偶环如何处理呢？
首先，若进入偶环的的位置（入点）确定，无论怎样在偶环上绕圈，到达环上某点（出点）时的状态总是唯一确定的。
进一步的，偶环上的点可根据到达该点时的状态被分为两组。组与组之间在环上交错排列，所有边权为 \(1?\) 的边都是都是一个间隔。若入点和出点在同一组内，则状态不会发生变化；反之则状态改变。这启发我们将偶环缩成两个点来处理，每一个点代表一个组。
考虑春度的获取。如果进入时状态为 \(0\) ，那么和入点在同一组内的点上的春度都无法取得（因为经过该点时状态始终为 \(0\) ），而在不同组的点上的春度能够取得（因为经过该点时状态始终为 \(1\) ）；反之，若进入时状态为 \(1\) ，那么和入点在同一组的点上的春度可以取得，在不同组的不能取得。
缩点后做一些讨论就可以了。
在环上我们已经发现——奇环可以特殊处理，而偶环内的点可以被分成两组。强连通分量是否有与其相似的性质呢？
强连通分量无非是许多个环叠起来的连通块。如果一个强连通分量包含一个或多个奇环（称之为“奇强连通分量”），那么该强连通分量同样有奇环的性质——每个点都可以通过在奇环上绕圈获得 \(0/1\) 两种状态，块上所有点的春度都能取得。
实测发现随机图中出现偶强连通分量的概率极小，因此只处理奇强连通分量的算法可以通过随机图数据。
剩下的问题已经很明确了——处理所含环全都是偶环的强连通分量（称之为“偶强连通分量”）。
可以发现这一结论：无论如何在偶强连通分量中游走，只要入点和进入时的状态确定，那么每个点的状态就唯一确定。于是偶强连通分量中的点也可以被分成两组，好比环套DAG中的偶环。
易用反证法证明该性质：在一偶强连通分量中，假设点 \(u\) 到点 \(v\) 同时存在偶路径 \(P\) 和奇路径 \(Q\) 。那么奇路径 \(Q\) 必然与某条从 \(v\) 到 \(u\) 的奇路径 \(R\) 共同组成了一个偶环（偶强连通分量中只有偶环且各点强连通）。则偶路径 \(P\) 和奇路径 \(R\) 构成奇环，与假设矛盾，故性质成立。
春度的获取也与偶环相同。
判断一个强连通分量是奇是偶，只需二分图染色，取环上任意一个点作为起点DFS，如果能以不同的状态到达某点，那该分量就是奇的，反之则是偶的。正确性比较显然，证明在此略去。
实现细节较多，建议缩点后重新建图。
可以用4个节点分别代理两个分组各自的入边和出边，算出到达该组状态为 \(0/1\) 时连通块内两个组的点权对答案的贡献。为了方便，实现时可以以边数x2的代价把节点数压缩到2个。
/*
白银之春 (spring) std
by sun123zxy
PS: If you got a runtime error, "-Wl,--stack=123456789"
*/
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std;
typedef long long ll;
ll Rd(){
ll ans=0;bool fh=0;char c=getchar();
while(c<‘0‘||c>‘9‘){if(c==‘-‘) fh=1; c=getchar();}
while(c>=‘0‘&&c<=‘9‘) ans=ans*10+c-‘0‘,c=getchar();
if(fh) ans=-ans;
return ans;
}
const ll INF=1E18;
const ll PTN=1E6+5,EDN=2E6+5;
ll N;
struct Edge{ll u,v;bool w;ll nxt;};
struct Graph{
Edge edge[EDN];
ll graM,last[PTN];
void GraphInit(){graM=0;for(ll i=0;i<PTN;i++) last[i]=0;}
void AddBscEdge(ll u,ll v,bool w){
edge[++graM]=(Edge){u,v,w,last[u]};
last[u]=graM;
}
void AddUnEdge(ll u,ll v,bool w){
AddBscEdge(v,u,w);
}
ll ptW[PTN][2]; //value Youmu can get when reaching the vertex with state 0/1
}G1,G2;
ll Id(ll cId,bool col){
return 2*cId-col;
}
ll bel[PTN],cN,rps[PTN]; //belong, number of components, representative vertax of the component
ll dfn[PTN],low[PTN],dN;
ll stk[PTN],tp;bool isI[PTN];
void Tarjan(ll u){
dfn[u]=low[u]=++dN;
stk[++tp]=u;isI[u]=1;
for(ll i=G1.last[u];i!=0;i=G1.edge[i].nxt){
ll v=G1.edge[i].v;
if(isI[v]){
low[u]=min(low[u],dfn[v]);
}else if(!dfn[v]){
Tarjan(v);
low[u]=min(low[u],low[v]);
}
}
if(dfn[u]==low[u]){
rps[++cN]=u;ll t;
do{
t=stk[tp--];
isI[t]=0;bel[t]=cN;
}while(t!=u);
}
}
bool cTyp[PTN]; //component type (0: even; 1: odd)
ll col[PTN];
void ColDFS(ll u,bool color,ll curC){
col[u]=color;
G2.ptW[Id(curC,color)][1]+=G1.ptW[u][1]; //calculate values for each group (even component)
for(ll i=G1.last[u];i!=0;i=G1.edge[i].nxt){
ll v=G1.edge[i].v;bool w=G1.edge[i].w;
if(bel[v]!=curC) continue;
if(col[v]==-1) ColDFS(v,color^w,curC);
else if((color^w)!=col[v]) cTyp[curC]=1; //odd component
}
}
void BuildG2(){
for(ll i=1;i<=G1.graM;i++){
ll u=G1.edge[i].u,v=G1.edge[i].v;bool w=G1.edge[i].w;
ll cU=bel[u],cV=bel[v];
if(!cU||!cV) continue; //edges Youmu can never reach
if(cU==cV) continue; //edges inside the component
ll myV=Id(cV,col[v]*(cTyp[cV]^1));
if(cTyp[cU]==1){
G2.AddUnEdge(Id(cU,0),myV,w);
G2.AddUnEdge(Id(cU,0),myV,w^1);
}else{
G2.AddUnEdge(Id(cU,col[u]),myV,w); //from this group
G2.AddUnEdge(Id(cU,col[u]^1),myV,w^1); //from the other group
}
}
}
ll f[PTN][2];
ll F(ll u,bool typ){
if(f[u][typ]!=-1) return f[u][typ];
f[u][typ]=-INF;
for(ll i=G2.last[u];i!=0;i=G2.edge[i].nxt){
ll v=G2.edge[i].v;bool w=G2.edge[i].w;
f[u][typ]=max(f[u][typ],G2.ptW[u][typ]+F(v,typ^w));
}
return f[u][typ];
}
ll ST=1;
void Solve(){
cN=0;dN=0;tp=0;for(ll i=1;i<=N;i++) dfn[i]=low[i]=0,bel[i]=0,isI[i]=0;
Tarjan(ST); //Only need to get components Youmu can reach
G2.GraphInit();
for(ll i=1;i<=N;i++) col[i]=-1;
for(ll i=1;i<=cN;i++) cTyp[i]=0,ColDFS(rps[i],0,i);
for(ll i=1;i<=cN;i++){
if(cTyp[i]==1){ //odd component
G2.ptW[Id(i,0)][0]=G2.ptW[Id(i,0)][1]+=G2.ptW[Id(i,1)][1]; //an odd component enjoys all the values
G2.ptW[Id(i,1)][0]=G2.ptW[Id(i,1)][1]=0; //abandon Id(i,1)
}else{ //even component
G2.ptW[Id(i,0)][0]=G2.ptW[Id(i,1)][1];
G2.ptW[Id(i,1)][0]=G2.ptW[Id(i,0)][1];
}
}
BuildG2();
for(ll i=1;i<=2*N;i++) f[i][0]=f[i][1]=-1;
ll myST=Id(bel[ST],col[ST]*(cTyp[bel[ST]]^1));
f[myST][0]=G2.ptW[myST][0];
ll ans=-INF;
for(ll i=1;i<=2*N;i++)
ans=max(ans,max(F(i,0),F(i,1)));
printf("%lld",ans);
}
int main(){
freopen("spring.in","r",stdin);
freopen("spring_std.out","w",stdout);
G1.GraphInit();
N=Rd();ll m=Rd();
for(ll u=1;u<=N;u++) G1.ptW[u][1]=Rd();
while(m--){
ll u=Rd(),v=Rd();bool w=Rd();
G1.AddBscEdge(u,v,w);
}
Solve();
return 0;
}
第一次出题，有纰漏请多多包涵。
快要交题时才发现一年前写的std出锅了，匆匆忙忙的重写了一个，不知道有没有新造出什么bug。数据也造得比较匆忙，如果爆炸了请随便辱骂出题人或者去他博客上告诉他（
可以说这道题把二分图拓展到了强连通有向图上，不知道有没有什么更有趣的性质可以发掘。
后来做到几道性质相似的题目，这里列出来供参考： 垃圾撞题出题人
思考背景怎样与题目契合也是个挺有趣的过程。
感谢听我乱扯idea的 TbYangZ 和 Waper ，以及尝试叉掉std的两位勇士 p9t6g 和 changruinian2020 。 虽然都失败了
就这些吧。
——sun123zxy
Oct. 2019 初稿完成
Nov. 2020 最后更新
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原创题目 白银之春 Problem and Solution
标签：xpl ios hang 出现 const 左右 ati 无法 比较
原文地址：https://www.cnblogs.com/sun123zxy/p/14019963.html
