BOJ 10847, APIO 2015 2 - Jakarta Skyscraper
알고리즘 문제풀이/BOJ 2020. 3. 18. 18:35출처 : 2015 Asia-Pacific Informatics Olympiad Problem 2
백준 번역명 "자카르타의 마천루"
난이도 : Diamond 3
1. 문제 설명
0번부터 $m-1$ 번까지의 번호를 가진 "도게" 가 있고, 이 도게들은 1 시간 만에 $+p$ 또는 $-p$ 만큼씩 점프할 수 있다. 도게끼리 만나면 소식을 전달할 수 있고, 소식을 이미 전달받은 도게만 움직일 수 있다.
1번 도게가 소식을 전달받는 최단 시간을 찾는 문제.
2. 풀이 설명
[36점, 57점 풀이 : Dijkstra]
최단 시간 (가중치가 주어질 때, 최단 경로)를 찾는 문제이고, 음수 간선이 없으며, $n \leq 30,000$개의 빌딩을 오가야 한다는 점에서 다익스트라 알고리즘을 이용해 보자는 생각을 할 수 있다. 즉, $b$ 번 건물에서 시작한 도게는 $b+p$ 번에 1 시간 만에 갈 수 있고, $b+2p$ 번 건물에 2 시간만에, $b-3p$ 에는 3시간 만에 갈 수 있다. 이를 모두 가중치를 가지는 간선으로 생각할 수 있고, 도게가 도착한 점에서는 일단 (어차피 손해보는게 없으므로) 그 자리에 서있는 모든 도게를 깨워서 보내는 식으로 생각해 보자.
이렇게 하면, 간선을 모두 만들어서 Graph Construction 하는 작업을 BFS나 DFS를 이용해서 진행할 수 있다. 한 도게마다 간선은 최대 $n / p_i$ 개 만큼 만들어야 하고, 도게가 총 $m$명이므로 이 알고리즘은 총 $n$ 개 의 정점과 $mn$ 개의 간선에서 다익스트라를 돌리는 셈이 된다.
다익스트라 알고리즘은 구현에 따라 약간의 차이가 있으나 $O(E \log V)$를 쓰는데 이 문제에서는 $O(nm \log nm)$ 이므로 어느쪽을 쓰든 36점까지는 받을 수 있다.
21점짜리 부분문제 4를 보면, 건물 숫자에 비해 도게가 엄청 많다. 굳이 한 지점에 2마리의 도게가 같은 $p$를 가진 채로 앉아있을 이유가 없다. (어차피 한마리만 움직여도 되니까) 이런 부분들을 쳐내면 최대 에지가 $n^2$ 개 이하로 줄어들게 된다. 어차피 100점을 받을 수는 없지만, 57점을 받기 위해서는 $m$ 에 대한 항을 줄여야 한다.
이렇게 하면 $O(n^2 \log n^2)$ 까지 복잡도를 줄일 수 있고, 이는 57점을 받기에 충분하다.
[100점 풀이 : Dijkstra with Cutting]
기본적인 아이디어는 그대로 가져가되, 커팅을 통해 문제를 해결해 보자.
만약, 2번 정점에서 시작한 도게 $D$가 한번에 3씩 뛰어 가는데, 8번에서 $p = 3$ 인 다른 도게 $D'$ 를 만난다고 생각해 보자. 이때, $D$가 더이상 오른쪽으로 가는 것은 의미가 없다. 왜냐면, 어차피 $D'$도 오른쪽으로 가야 하므로, 도게가 이미 출발한 후에는 $p$ 가 같은 도게는 한명만 움직여도 되고,
- 도게 $D$ 가 어떤 시간 $t$만큼 걸려서 오른쪽으로 간 다음, $t'$ 만큼 더 오른쪽으로 가는 것
- 도게 $D$ 가 어떤 시간 $t$만큼 걸려서 오른쪽으로 간 다음 멈추고, 그자리에서 $D'$ 가 $t'$ 만큼 가는 것
이 두 상황을 구분할 수 없기 때문이다.
DFS를 이용해서 간선을 만들다가, 이런 상황을 만나게 되면 커팅해 주는 방식을 생각해 볼 수 있다. 이렇게 커팅을 쓰기로 생각했다면 57점 풀이와 크게 다르지 않다.
이 풀이는 $O(nm \log nm)$ 에 약간 최적화를 해서 돌리는 것처럼 생각할 수 있지만, 사실은 시간 복잡도가 이 커팅을 통해 실제로 줄어든다는 사실을 증명할 수 있다.
Proof of Time Complexity
전체 에지의 개수가 많아야 $O(n \sqrt n)$ 개임을 증명하자. 이러면 전체 시간 복잡도가 $O(n \sqrt n \log (n \sqrt n)$ 이면 점근적으로 $O(n \sqrt{n} \log n)$ 이므로 $n = 30,000$ 에서 통과하는 것이 충분히 납득 가능하다.
$k$ 만큼 뛰는, 즉 $p = k$ 인 도게가 $f(k)$ 마리 있다고 생각하자. 이때, 이 $f(k)$ 마리의 도게가 어떻게 잘 위치하든, 실제로 유의미한 도게는 최대 $k$ 마리 이하이다. 만약 $k$ 보다 많은 숫자가 있다면, 항상 모듈러 $k$ 의 값이 겹치게 되어서, 출발 위치를 $k$ 로 모듈러한 값마다 도게가 1마리씩만 있으면 충분하기 때문이다.
유효한 도게 1마리 (유효한 도게는, 위의 커팅을 통해 합쳐진 이후, 0부터 3만까지의 모든 뛸 수 있는 위치를 다 뛰는 도게를 유효하다고 정의하자) 가 주는 에지의 개수는 자명하게 $n / k$ 개이다. 따라서, 전체 에지의 개수는
$$\sum_{k = 1}^{n} \frac{n}{k} \min(f(k), k)$$ 만큼 있게 된다.
이 식을 $\sum_{k = 1}^{n} f(k) = n$ 조건을 지키면서 최대화한다고 (즉, 가장 에지가 많은 입력을 만든다고) 생각해 보자. 이때, 최대한 앞부분에 도게 마릿수를 몰아주는게 이득임을 보이자.
대략적인 스케치는 exchange argument 같이 생각하면 된다.
$f(a) < a$ 이고, $a < b$ 인 $b$ 중에 $b > 0$ 이라고 생각해 보자. 그러면, 뒤쪽 $b$의 도게 1마리는 $n / b$ 개의 간선을 주지만, 이 도게를 $f(a)$ 를 늘리는 데 쓰면 $n / a$ 개가 되므로, 항상 이득이다.
그런데 이렇게 $f(k) = k$ 가 되게 딱딱 맞춰 채우면서 앞으로 가다 보면, $\sum_k f(k) = n$ 에 막히는 지점이 오게 된다. 구체적으로는 $\frac{k(k+1)}{2}$ 가 $n$ 정도 되면 더이상 채울 도게가 남지 않게 되며, 이 지점은 대략 $k \approx \sqrt{2n}$ 이다. 따라서, 실제 우리가 얻을 수 있는 최대 에지 수는 다음과 같다.
$$\sum_{k = 1}^{2 \sqrt n} \frac{n}{k} k = 2n \sqrt n$$
정수 나눗셈이라고 해서 큰 차이가 발생하지 않음은 자명하므로, 에지가 $O(n \sqrt n)$ 개인 다익스트라가 되고, 시간 내에 집어넣기에 충분하다.
3. 코드
이것저것 생각하면서 짜다가 굉장히 Redundant 한 코드가 되었다. mark 에 쓰는 bitset 도 조금만 코드를 고치면 없앨 수 있는 것 같고, alldoge 와 dogeinfo도 상당히 redundant 해 보이는데 코딩할 때는 정작 그생각을 못했다.
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ll long long
#pragma GCC optimize("O3")
#pragma GCC optimize("Ofast")
#pragma GCC target("avx,avx2,fma")
#pragma GCC target("sse,sse2,sse3,ssse3,sse4,popcnt,abm,mmx,avx,tune=native")
#define usecppio ios::sync_with_stdio(0);cin.tie(0);cout.tie(0);
#define all(x) ((x).begin()),((x).end())
using pii = pair <int, int>;
#define INF 0x7f7f7f7f
const int MX = 30202;
struct Edge
{
int dest, w;
bool operator<(const Edge &p) const
{
return w > p.w;
}
};
bool relax(Edge edge, int u, int dist[])
{
bool flag = 0;
int v = edge.dest, w = edge.w;
if (dist[v] > dist[u] + w && (dist[u]!=INF))
{
flag = true;
dist[v] = dist[u]+w;
}
return flag;
}
void dijkstra(int dist[], int start, vector<Edge> graph[])
{
fill(dist,dist+MX,INF);
dist[start] = 0;
priority_queue<Edge> pq;
pq.push({start,0});
while(!pq.empty())
{
Edge x = pq.top();
int v = x.dest, w = x.w;
pq.pop();
if (w>dist[v])
continue;
for (auto ed : graph[v])
if (relax(ed, v, dist))
pq.push({ed.dest,dist[ed.dest]});
}
}
struct doge
{
int start, power, index;
};
int n, m;
vector <int> bi(30303, 0), pi(30303, 0);
vector <Edge> G[30303];
bitset <30303> mark[30303];
vector <doge> alldoge[30303];
vector <doge> dogeinfo;
int distances[30303];
bool dogevisit[30303];
void dfs(doge curdoge)
{
dogevisit[curdoge.index] = true;
for (auto it:alldoge[curdoge.start])
if (!dogevisit[it.index])
dfs(it);
for (int i = 1; ;i++)
{
int u = curdoge.start+i*curdoge.power;
if (u >= n)
break;
bool check = false;
for (auto it:alldoge[u])
{
if (it.power == curdoge.power)
check = true;
if (!dogevisit[it.index])
dfs(it);
}
G[curdoge.start].push_back({u,i});
if (check)
break;
}
for (int i = -1; ;i--)
{
int u = curdoge.start+i*curdoge.power;
if (u < 0)
break;
bool check = false;
for (auto it:alldoge[u])
{
if (it.power == curdoge.power)
check = true;
if (!dogevisit[it.index])
dfs(it);
}
G[curdoge.start].push_back({u,-i});
if (check) break;
}
}
int32_t main()
{
usecppio
cin >> n >> m;
for (int i = 0; i<m; i++)
{
cin >> bi[i] >> pi[i];
if (!mark[bi[i]][pi[i]] && i!=1)
{
mark[bi[i]][pi[i]] = true;
alldoge[bi[i]].push_back({bi[i], pi[i], i});
}
dogeinfo.push_back({bi[i], pi[i], i});
}
dogevisit[0] = true;
dfs(dogeinfo[0]);
dijkstra(distances,bi[0],G);
if (distances[bi[1]] >= 10000000)
printf("-1");
else printf("%d\n",distances[bi[1]]);
}
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