首先我们可以注意到最后一行m=n-1,那么这个无向连通图就是一棵树了。那么再仔细的分析下，题目要求除了s之外度为1的点都不能到达s，那么除了s之外的度为1 的点就是叶子节点了，那么问题转化为了 如何删掉边权最短的一些边，从而使得s到不了任何一个（注意是任何一个）叶子节点。 思索了一下，这个题应该可以
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一个点连几条边就是度为几?所以度为1就是树最外边的那个点..还有题目并不要考虑删完后的情况.先插个图题目就是要让4 5 6 8 9这些点道不了1.让你删除一些边,使得删除的边权最小.那么怎么做呢..这个题目还是很简单的..设立dp[i]为底面的点都到不了i点的最小代价.那么dp[i]= min(vu
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Solution Code #pragma GCC optimize(3)
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
typedef long long LL;
const int N = 1
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题目 题目描述： Rinne 最近了解了如何快速维护可支持插入边删除边的图，并且高效的回答一下奇妙的询问。 她现在拿到了一个 n 个节点 m 条边的无向连通图，每条边有一个边权 wi。 现在她想玩一个游戏：选取一个 “重要点” S，然后选择性删除一些边，使得原图中所有除 S 之外度
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Solution 由题意可知给定的图是一棵树。树上的最优化问题可以想到树形 。 按照常用的状态设计方式，可以设 为根节点为 的最少代价。使以 为根的子树的叶子节点无法到达 的方式有两种： 割断与 直接相连的边 割断与 的子节点直接相连的边 两种方式取最小值即可。故状态转移方程为 其
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solution 因为m=n，所以题目要求也就是要求断掉一些边，使得根与叶子节点不连通，用f[i]表示以i已经无法到达它子树中的所有叶子节点的最小花费。 转移的时候分两种情况，如果断开当前点与父亲相连的边，那么其子树中的边可以都不断开，花费为0.如果不断开当前点与父亲相连的边，那么答案就是其儿子的f
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Solution 这题目很坑，把重要的信息放在了最后面，即，而且还是一个无向连通图。。除了输入N还要输入M不知道意义何在 题目转换一下即要使原来的除了S以外的叶子节点全部都不能和S连通。 显然我们需要以点作为根节点，然后才好做。 令代表令节点的子树的叶子节点均到达不了节点。那么就有 当是叶子节点的时
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树形DP首先，中文题，就不再阐述题意了。然后，具体怎么dp呢？首先不考虑树上，如果是一条序列上的话，肯定就是这条序列上的最小值了，现在其实实则变成了多条序列。我们动态规划的主要思想就是在于，是割下面的点的代价要小，还是割目前的边要更好些，所以用dp[u]记录，u结点为子树的根结点的时候，断开它到它的
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思路：注意题中的M M=N-1 并且图联通 说明这是一棵树然后题意就是说 让重要点s 到不了其他度为1的点度为1的点 那不就是叶子节点嘛所以我们只要从点s开始dfs，计算出到叶子节点的路上的最短的边权加起来即可复杂度O(n)用dp[x]表示节点x到每个叶子节点的最小边权值那么dp[x]+=mi
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