給你乙個圖，求乙個最大邊和最小邊差值最小的生成樹
首先我們可以列舉最小邊，每次跑乙個最小生成樹即可
但是這樣會超時，我們考慮優化
採用最優性剪枝，假設我們當前樹中的最小邊是i，當前邊是j，當前最優答案是ans，那麼對於所有邊k使得length(j)-length(k)>ans的邊在列舉最小邊的時候可以直接跳過，下一次直接從k+1開始列舉，這樣就可以優化時間複雜度，期望100分
當然這不是正解，正解好像是什麼lct維護的，可以自行搜尋
#include
#include
#include
using
namespace
std;
struct edge g[100010];
int n,m,ans=(1
<<31)-1,f[2010];
inline
bool c1(edge a,edge b)
int main() //這裡是整個演算法優化的核心
} if(cnt==n-1) ans=min(ans,tot); if(k>i) i=k; else ++i; //最優性剪枝
} if(ans==(1
<<31)-1) puts("-1"); else
printf("%d\n",ans);
}
在演算法二中，我們每次列舉後都重新求了最小生成樹，事實上這是不必要的。考慮從大到小列舉生成樹的最小邊，我們要做的實際上是每次加入一條邊，維護當前圖的最小生成樹。加入一條邊時，我們需要判斷這條邊能否與之前的邊構成環。
若能構成環，用該邊替代環中最大邊一定更優；i 若不能構成環，直接加入該邊即可。找環中最大邊可以用 dfs 實現。若圖中現有的邊數為 n − 1，我們就可以更新答案。時間複雜度 o(m log m + mn)，期望得分 100 分
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