給乙個無重邊無自環的帶正權無向圖\(g\)和點\(s,t\)，已知\(g\)中某邊斷掉了，但只有走到邊兩端點處才知道邊是否斷掉，採取最優策略，求\(s\)到\(t\)的最短路的最壞情況
考慮一下最優策略咋做出來
這個就和九省聯考2018一雙木棋有點類似，考慮從終止態逆推，因為靠後的狀態我們很容易知道它的最優策略，比如直接相連t的點的最優策略就很顯然。
然後我們發現，對每個點到\(t\)的最優策略都是可以通過它出邊的點轉移過來的。
但是還有乙個問題，轉移的方向，會不會成乙個環？
注意到是乙個正權圖的轉移，顯然乙個點轉移到另乙個點，權值不會變小，所以按照dijkstra那樣轉移就是對的
那麼具體到底怎麼轉移呢？
考慮\(u\)到\(v\)的轉移
\[dp_v=\min_u \,g_)\}
\]\(g_\)表示\(u\)到\(v\)這個邊不能走以後的\(u\)到\(t\)的最短路，現在只需要求出這個\(g\)就可以了
考慮建出\(t\)的最短路樹
那麼如果\(u\)不是\(v\)樹上的兒子，那麼走樹邊上去就可以了
否則先走到\(u\)子樹上一點\(v\)，然後通過乙個非樹邊從\(v\)走到子樹外\(w\)，然後再走樹邊上去，設到根t的距離為\(dis_i\)，那麼這個需要最小化\(dis_v+e(v,w)+dis_w-dis_u\)
那麼我們可以離線的去做，對子樹維護乙個最小值，做啟發式合併，就可以處理出\(g\)了
總複雜度\(o(n\log n)\)
code:
#include #include #include #include #include #include #define ll long long
using std::max;
const int n=4e5+10;
const ll inf=1e16;
template void read(t &x)
int head[n],to[n<<1],next[n<<1],cnt=1;ll edge[n<<1];
void add(int u,int v,ll w)
int n,m,s,t;
struct node
node(int v,ll w)
bool friend operator <(node a,node b)
};std::priority_queue q;
int vis[n],pre[n];
ll dis[n];
void dijs()
}}std::vectore[n];
int dfn[n],low[n],par[n],dfsclock;
void dfs0(int now)
{ dfn[now]=++dfsclock;
for(int i=0;idat[y]) std::swap(x,y);
rs=merge(rs,y);
if(dep[ls]2019.3.22
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