【无码专区1】简单路径的第二大边权（启发式合并+最小生成树)

只有std，没有自我实现，所以叫做无码专区

description

给一张无向图，多次询问，每次询问两个点之间所有简单路径（不重复经过点）中边权第二大（不是严格第二大）的权值的最小值。

数据范围： $10^5$ 级别

我的想法

前 $50%50\%$ 的数据 $q,n≤103,m≤2×103:q,n\le 10^3,m\le 2\times 10^3:$

先做一次最小生成树，求出任意两点之间联通的最小边权（某条路径的最大边权值）。

每次询问 $(u, v)$ ，我直接枚举中间转折点 $i$ ，强制这条路径是 $u→i→vu\rightarrow i\rightarrow v$ 。【 $→\rightarrow$ 代指一条路径】

第二大边权就是 $(u, i)$ 联通路径的最大值和 $(v, i)$ 联通路径的最大值，二者中的较小值。

旁边的 $Oxide\text{Oxide}$ 巨佬认为很有可能 $u→iu\rightarrow i$ 和 $i→wi\rightarrow w$ 之间经过了同样的点。

i.e. $u→x→i→x→vu\rightarrow x\rightarrow i \rightarrow x\rightarrow v$

但后面再仔细一想，就算这是的答案会被 $i$ 更新，但是后面一定会枚举到 $x$ ，显然 $u→x→vu\rightarrow x\rightarrow v$ 会比以前的路径少了 $(x, i)$ 一段。

路径上的边权最大值一定是不减的

所以多的 $(x, i)$ 一段只可能使最大边权增大 / 不变。

那么 $x$ 的决策一定是不劣于 $i$ 的决策的。

另有 $20%20\%$ 是树：两个点之间只有一条简单路径，可以直接倍增求路径的第二大边权值。

综上，本题自我实现分值应该在 $7 0^{'}$ 。

solution

类似最小生成树的方法，从小到大加边。

如果加完一条边后， $u, v$ 之间只差一条边联通，那么显然这条边就是第二小，也就是最终的答案。

考虑怎么维护？

设 $N (u) :$ 与 $u$ 有直接边相连，但还没有相连的点的集合【当前枚举边的权值暂时小于等于这些点与 $u$ 的权值，最小生成树的写法就还没有加入这些边】

或者理解为：还差一条边就能联通的点的集合

考虑启发式合并，每次合并 $u, v$ 各自所在的连通块。

此时可能出现： $N (u)$ 中的点 $x$ 与 $v$ 相连【在 $v$ 连通块里面】，或， $N (v)$ 中的点 $y$ 与 $u$ 相连【在 $u$ 连通块里面】

这个时候意味着，加上 $u - v$ 这条边后，还差 $u - x$ 或 $v - y$ 这一条边就会使得 $u, v$ 相连，所以 $u - v$ 这条边权就是最后的答案。

如果直接枚举 $N (u), N (v)$ 则不符合时间限制。

我们可以这么做：

遍历 $N (u)$ 的所有点，然后看是否在 $v$ 的询问中。

i.e. 假设 $x∈N(u),x∈q(v)x\in N(u),x\in q(v)$ ， $x - u$ 之间的边还没有加入。

此时加入为 $u - v$ 的边。一旦加入完， $x→u→vx\rightarrow u\rightarrow v$ 就只差 $x - u$ 的一条边。

所以答案就是现在操作的 $u - v$ 边的边权。

这样就处理了挂在 $v$ 上面的某些通过 $u$ 连通块中某些点和边解决的询问。
遍历 $u$ 里面的所有询问，判断是否在 $N (v)$ 中。

i.e. 假设 $x∈q(u)x\in q(u)$ ， $x - v$ 之间的边还没有加入。

此时加入为 $u - v$ 的边。一旦加入完， $x→v→ux\rightarrow v\rightarrow u$ 就只差 $x - v$ 的一条边。

所以答案是 $u - v$ 现在这条边的边权。

这样就处理了挂在 $u$ 上面的某些通过 $v$ 连通块中某些点和边解决的询问。

这么做会发现，虽然是合并两个联通块和处理两个联通块各自挂着的询问，但是枚举的只有一个联通块的信息。

所以启发式合并，就用 $N (u) + q (u)$ 和 $N (v) + q (v)$ 大小比较，选较小的进行枚举。

时间复杂度 $O(nlog⁡n)O(n\log n)$

合并具体而言：枚举其中一个较小连通块的信息，进行答案处理。所有挂在 $u, v$ 点的询问和边都重新挂在合并后新连通块的根 $w$ 上。

i.e. 询问 $u, x$ 的答案，合并后相当于问 $w, x$ 的答案，因为反正 $u - w$ 的边权不是第二大。原本 $u - x$ 的一条边，变成 $w - x$ 的一条边。

所以上面的形如 $x - u$ ：不一定表示原先加入的 $m$ 条边就是 $x - u$ ，而是可能通过 $x - a - b - c - . . . - u$ ，不断合并，可能代指的是一条简单路径。

参考code

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;#define N 400005#define pb push_back
int fa[N];
struct node {int x, y, z;
} b[N];
int ans[N], n, m, Q;
set<array<int, 2>> q[N];
set<int> e[N];int get(int x) {if (fa[x] == x)return x;return fa[x] = get(fa[x]);
}inline bool cmp(node x, node y) {return x.z < y.z;
}void combine(int x, int y, int val) {for (auto u : e[x]) {while (1) {auto it = q[y].lower_bound({u, -1});if (it == q[y].end() || (*it)[0] != u)break;int id = (*it)[1];ans[id] = val;assert(q[y].count({u, id}));assert(q[u].count({y, id}));q[y].erase(it);q[u].erase({y, id});}}vector<array<int, 2>> delq;for (auto u : q[x]) {if (e[y].count(u[0])) {ans[u[1]] = val;q[u[0]].erase({x, u[1]});delq.pb(u);}}for (auto u : delq)q[x].erase(u);fa[x] = y;for (auto v : e[x]) {assert(e[v].count(x));e[v].erase(x);if (v != y) {e[v].insert(y);e[y].insert(v);}}e[x].clear();for (auto v : q[x]) {assert(v[0] != y);assert(q[v[0]].count({x, v[1]}));q[v[0]].erase({x, v[1]});q[v[0]].insert({y, v[1]});q[y].insert({v[0], v[1]});}q[x].clear();
}int main() {freopen("path.in", "r", stdin);freopen("path.out", "w", stdout);scanf("%d%d%d", &n, &m, &Q);for (int i = 1; i <= n; i++)e[i].clear(), q[i].clear();for (int i = 1; i <= m; i++) {scanf("%d%d%d", &b[i].x, &b[i].y, &b[i].z);e[b[i].x].insert(b[i].y);e[b[i].y].insert(b[i].x);}for (int i = 1; i <= n; i++)fa[i] = i;sort(b + 1, b + 1 + m, cmp);for (int i = 1; i <= Q; i++) {ans[i] = 0;int x, y;scanf("%d%d", &x, &y);if (e[x].count(y)) {ans[i] = 1;continue;}q[x].insert({y, i});q[y].insert({x, i});}for (int i = 1; i <= m; i++) {b[i].x = get(b[i].x), b[i].y = get(b[i].y);if (b[i].x == b[i].y)continue;if (q[b[i].x].size() + e[b[i].x].size() > q[b[i].y].size() + e[b[i].y].size())swap(b[i].x, b[i].y);combine(b[i].x, b[i].y, b[i].z + 1);}for (int i = 1; i <= Q; i++)printf("%d\n", ans[i] - 1);
}