【NOI2009】植物大战僵尸 题面 洛谷 题解 先扯一些无关的，最近怀旧重新玩了玩植物大战僵尸，然后发现打到夜晚池塘的时候矿工僵尸发现很难处理于是回来刷了刷题... 看到洛谷上正好有道植物大战僵尸就写了（看完发现是道最大权闭合子图模型的水题）。 行步入正题。 先说一说什么是闭合子图
链接：P1330 -------------------------------- 一道超级大坑题。 一开始我以为是再一个无图染色，结果竟然有一对不相通的子图。 而且还有单独一个点。 这样就麻烦了 --------------------------------- 一个图染色，要求相邻的点颜色不相通，如果存在，那么把每个点的颜色颠倒也可以。 再这
Loj 10092 题目分析： 简化题意：找出图中最长链以及最长链个数 先Tarjan缩点，重新建图； 维护一个d[i]d[i]d[i]表示临时到iii的最长链的长度，ac[i]ac[i]ac[i]表示到iii号节点且为最长链的方案数 注意拓扑排序先将所有入度为0的点压入栈，每一次扩展栈中的点，删边之后，若更新的vvv入度
来写一下对于最小割建模正确性的理解，困扰了好几天，今天算是看懂了。 前置知识：闭合子图，即一张图，图中边的终点也在该图中（可以选某点，但是不选它连接的边），其实就是割开一些边拿到一张闭合子图。 首先，明确一点，最初始的情况是只有点权，边代表关系$i \rightarrow j$表示选i必须选j如此云云。
一、基本概念 图：G（V，E），V顶点的集合，不可为空；E边的集合可为空 弧：顶点的有序对<u,v>，成为顶点u到顶点v的一个弧，u为弧尾,v为弧头。 路径：从一个顶点到另一个顶点的边的有序序列 简单路径：路径上顶点都不相同的路径 简单回路：图的顶点序列中除第一个顶点和最后一个顶点相同外，其余顶点都不重复出
首先依托于一个场景来进行可视化分析 直接选了天池大数据竞赛的新人赛的一个活跃题目 用的方式也是最常用的数据预处理方式 【新人赛】快来一起挖掘幸福感！https://tianchi.aliyun.com/competition/entrance/231702/introduction 既然是data cleaning的总结 就稍微写详细点 （其实感觉
算法思想概述 本题是一道最大权闭合子图模型，应用的算法为最大流(BFS增广即可)，定理为最大流最小割定理，辅助算法为拓扑排序。 问题初始建模 首先我们我建立图论模型，把每个植物当做一个顶点，植物携带的资源数目为顶点的权值。如果一个植物b在另一个植物a的攻击范围内，连接一条有向边<a,b
这是一道比较好的网络流题。 看到这题，除了指数级别的暴力和所有a[i]相同的DP，并没有啥办法，只能有70pts。然后一眼就是网络流，考虑把区间变为点，对于(i,j)，如果选了，则必须选(i+1,j)和(i,j-1)，流量为inf。然后根据d[i][j]的正负性，正的就由源点连边，反之连向汇点。当且仅当i=j的区间，需要向每
图 顶点 边 图的阶 线性表/树/图能否为空，顶点/边能否为空；有向图（弧），<v,w>，弧头，弧尾，无向图（边），(v,w)，简单图，复杂图，无向完全图~边数，有向完全图~边数，无向图边数的取值范围，有向图边数的取值范围，子图，生成子图，连通，连通图，强连通图，图有n个顶点和小于n-1条边，图有n个顶点和大于n-1条边，极大连通子图（
Spectral Clustering（谱聚类）是一种基于图论的聚类方法，它能够识别任意形状的样本空间且收敛于全局最有解，其基本思想是利用样本数据的相似矩阵进行特征分解后得到的特征向量进行聚类，可见，它与样本feature无关而只与样本个数有关。 一、图的划分 图划分
一、pandas常用函数 df.sort_values()——按行列数据排序df.sort_index()——按行列标签排序df.duplicated()——判断重复数据df.drop_duplicates()——去重df.reset_index()——重新设置索引df.set_index()——把某列设置为索引df.rename(columns={})——修改列名df = df[~df[]==X
转 [译、转]：写给初学者的Tensorflow介绍 - 2 2019年03月27日 16:46:06 云水木石 阅读数 178 去年我翻译了一篇文章：写给初学者的Tensorflow介绍，但这只是文章的第一部分，由于原作者迟迟没有写第二部分，我后来就把这件事情忘了。前几天，有朋友留言问为什么没
无向图： 有向图 ： 子图 路径：由vi到vj 中途会经过其他几个点 如果vi=vj,则称之为回路或者环。 如果这条路径上没有相同点，则称之为简单路径，如果只有vi=vj，称之为简单回路或者简单环。 完全图：每个顶点都和其余n-1个顶点有边相连(意思是直接一步到位，这两点之间有连线)，无向完全图
subplot 用法：subplot(m, n, p)，将窗口划分成 m*n 个子图 m 表示行 n 表示列 p 表示将子图画在第几行、第几列 举例：subplot(2, 2, 1)，将窗口划分为 2 行 2 列的画布，在第一行第一列画图。 figure(1) subplot(3,1,1) imshow()
一、基本概念 1、简单图：无环且无多重边 伪图：有环或有多重边 2、特殊的简单图：Kn，Qn，Wn，Cn（完全图，n立方图，轮图，圈图） 3、（⭐） 生成子图：生成子图的顶点与原图完全一样，但是边可以取原图中边的任意子集 诱导子图（导出子图）：诱导子图中顶点可以取原图的任意非空子集，但是这些顶点之间对应的连线
interlinkage: https://ac.nowcoder.com/acm/contest/847/F description: solution: 最大权闭合子图; 每个单元格看成一个正权点，每一行每一列分别看成一个负权点。各自的点权就是其对应获得或者是消耗的能量(获得为正，消耗为负); 每个单元格向所在行对应的点连inf边，所在列对应的点
f[i][S]三进制压缩表示最长路为i，0代表不在该集合，1代表不是最短路为i集合，2代表是最短路集合， 转移枚举i+1集合是那些， 乘以概率即可 预处理保证复杂度 #include<cstdio> #include<algorithm> #include<cstring> #include<queue> #include<iostream> #define ll long long #define
题目链接 \(Click\) \(Here\) 如果没有租用机器就是一个裸的最大权闭合子图。现在有了租用机器应该怎么办呢？ 单独拆点是不行的，因为会和直接买下的情况脱离关系，租借是和连边直接相关的，那么就可以考虑在边上下功夫。我们把从工程到机器的连边从\(INF\)变成租用费用，这样再跑最大权闭合
题目传送门 题意：给出n个活动，m个人，请人需要花费$a[i]$的钱，举办一次活动可以赚$b[i]$的钱，但是需要固定的几个人在场，一个人只需要请一次后就必定在场，问最大收益。 思路： 下列结论来自hihocoder的例题 下面不加证明的给出几个概念和结论。 1）闭合子图：给定一个有向图，从中选择
传送门 Description 题目的理解方式： 给定\(n\)个点，和\(m\)条边，每条边的期望完成时间都是一个\([0,1]\)内的随机数 求使得所有点都联通的期望时间 \(n \leq 10\) Solution 首先，对于\(n\)个\([0,1]\)之间的随机变量\(x_1,x_2,x_3,...,x_n\)，第\(k\)小的那个数的期望值是\(\fra
子图： plt.subplot(2, 1, 1) #同一图中分开绘制图像#参数1 子图的行数；参数2 子图的列数；参数3 第几个图像x=np.linspace(-10,10,10)y=x**2plt.plot(x,y,linestyle=':',color='red',marker='o') #画直线#"ob" 设置画出坐标点，但是不连线 plt.subplot(2, 1, 2)x1=np.linspace(-10,10,10
定义 \(~~~~\)一张无向图\(G=(V,E)\)的最大密度子图定义为该无向图的一个子图\(G_0=(V_0\epsilon V,E_0\epsilon E )\)，满足该图的\(\frac{|E_0|}{| V_0 ~|}\)最大。 方法 因为涉及分数问题，我们考虑\(01\)分数规划。枚举一个答案\(k\),判断是否存在一个子图其密度\(>=k\)。即\(|E_0
最大权闭合子图模板题，美滋滋。 闭合子图 定义一张有向图的闭合子图\(G_0\)，那么对于子图中的任意一个节点\(v\)都没有一条连出子图外节点的边。 最大权闭合子图 我们给有向图中的每个点\(u\)赋一个可正可负的权值\(w_i\)，那么一个有向图的最大权闭合子图就是满足\(\sum_{w_i}\)最大
给定 n 个点和 m 条边的一张图和一个值 k ，求图中边数为 k 的联通子图个数 mod 1e9+7。 \(n \le 10^5, m \le 2 \times 10^5, 1 \le k \le 4\)。 观察到 k 的值贼小，考虑分类讨论 下面代码中du[]代表点的度数。(度 找不到比较好的英文，而这个拼音比较巨，所以du是我的代码习惯中里出现拼
题目链接：【被和谐】 题目大意：对于一棵树$(V,E)$，对于$S\subset V$，$f(S)$为点集$S$的导出子图的边数。求$\sum_{S\subset V}f(S)^k$ 看到这个$k$次方，马上用斯特林数。 $$ans=\sum_{S\subset V}f(S)^k=\sum_{i=0}^ki!S(k,i)\sum_{S\subset V}{f(S)\choose i}$$ 然后考虑怎么求后面那
