一、相关定义
定义：设G = (V,E)是一个有向图，它具有下述性质：
- G中不包含有向环；
- 存在一个顶点vi，它不是任何弧的终点，而V中的其它顶点都恰好是唯一的一条弧的终点，则称 G是以vi为根的树形图。
最小树形图就是有向图G = (V, E)中以vi为根的树形图中权值和最小的那一个。
另一种说法：最小树形图，就是给有向带权图一个特殊的点root，求一棵以root为根节点的树使得该树的的总权值最小。
性质：最小树形图基于贪心和缩点的思想。
缩点：将几个点看成一个点，所有连到这几个点的边都视为连到收缩点,所有从这几个点连出的边都视为从收缩点连出
二、算法描述
【概述】
为了求一个图的最小树形图，①先求出最短弧集合E0；②如果E0不存在，则图的最小树形图也不存在；③如果E0存在且不具有环，则E0就是最小树形图；④如果E0存在但是存在有向环，则把这个环收缩成一个点u，形成新的图G1，然后对G1继续求其的最小树形图，直到求到图Gi，如果Gi不具有最小树形图，那么此图不存在最小树形图，如果Gi存在最小树形图，那么逐层展开，就得到了原图的最小树形图。
【实现细节】
设根结点为v0，
- （1）求最短弧集合E0
从所有以vi(i ≠ 0)为终点的弧中取一条最短的，若对于点i，没有入边，则不存在最小树形图，算法结束；如果能取，则得到由n个点和n-1条边组成的图G的一个子图G'，这个子图的权值一定是最小的，但是不一定是一棵树。
- （2）检查E0
若E0没有有向环且不包含收缩点,则计算结束，E0就是图G以v0为根的最小树形图；若E0含有有向环，则转入步骤(3)；若E0没有有向环,但是存在收缩点，转到步骤(4)。
- （3）收缩G中的有向环
把G中的环C收缩成点u，对于图G中两端都属于C的边就会被收缩掉，其他弧仍然保留，得到一个新的图G1，G1中以收缩点为终点的弧的长度要变化。变化的规则是：设点v在环C中，且环中指向v的边的权值为w，点v'不在环C中，则对于G中的每一条边<v', v>，在G1中有边<v', u>和其对应，且权值WG1(<v', u>) = WG(<v', v>) - w；对于图G中以环C中的点为起点的边<v', v>，在图G1中有边<u, v'>，则WG1(<u, v'>) = WG(<v', v>)。有一点需要注意,在这里生成的图G1可能存在重边。
对于图G和G1：
①如果图G1中没有以v0为根的最小树形图，则图G也没有；
②如果G1中有一v0为根的最小树形图，则可按照步骤（4）的展开方法得到图G的最小树形图。
所以，应该对于图G1代到(1)中反复求其最小树形图，直到G1的最小树形图u求出。
- （4）展开收缩点
假设图G1的最小树形图为T1,那么T1中所有的弧都属于图G的最小树形图T。将G1的一个收缩点u展开成环C，从C中去掉与T1具有相同终点的弧，其他弧都属于T。
【小结】
对最小树形图做个小小的总结：
1：清除自环，自环是不可能存在于任何最小树形图中的；
2：求出每个顶点的的最小入边；
3：判断该图是否存在最小树形图，由 1 可以判定，或者以图中顶点v作为根节点遍历该图就能判断是否存在最小树形图；
4：找环，之后建立新图，缩点后重新标记。
【图示——最小树形图构造流程】
解读：第一幅图为原始图G，首先对于图G求其最短弧集合E0，即第二幅图G1；然后检查E0是满足条件，在这里，可以看到G1具有两个环，那么把这两个环收缩，如第三幅图所示，U1、U2分别为收缩后的点，然后将对应的权值进行更新，起点是环中的点，终点是环外的点，则权值不变。反之，起点是环外的点，终点是环内的点，则权值应该减去E0中指向环内点的权值，形成新的图，如第三幅图，对于其反复求最小树形图，直到不存在最小树形图，或者求得缩点后的图的最小树形图，然后展开就好了，如第六幅图。
如果只要求计算权值的话，则不需要展开，所有环中权值的和加上其他各个点与点之间，或者收缩点和点之间的权值就是总的权值。
三、沙场练兵
题目：
代码：
#includeusing namespace std;#include #include #define MAXN 1005#define INF 0x7f7f7f7ftypedef __int64 type;struct node//边的权和顶点{ int u, v; type w;}edge[MAXN * MAXN];int pre[MAXN], id[MAXN], vis[MAXN], n, m, pos;type in[MAXN];//存最小入边权,pre[v]为该边的起点type Directed_MST(int root, int V, int E){ type ret = 0;//存最小树形图总权值 while(true) { int i; //1.找每个节点的最小入边 for( i = 0; i < V; i++) in[i] = INF;//初始化为无穷大 for( i = 0; i < E; i++)//遍历每条边 { int u = edge[i].u; int v = edge[i].v; if(edge[i].w < in[v] && u != v)//说明顶点v有条权值较小的入边 记录之 { pre[v] = u;//节点u指向v in[v] = edge[i].w;//最小入边 if(u == root)//这个点就是实际的起点 pos = i; } } for( i = 0; i < V; i++)//判断是否存在最小树形图 { if(i == root) continue; if(in[i] == INF) return -1;//除了根以外有点没有入边,则根无法到达它 说明它是独立的点 一定不能构成树形图 } //2.找环 int cnt = 0;//记录环数 memset(id, -1, sizeof(id)); memset(vis, -1, sizeof(vis)); in[root] = 0; for( i = 0; i < V; i++) //标记每个环 { ret += in[i];//记录权值 int v = i; while(vis[v] != i && id[v] == -1 && v != root) { vis[v] = i; v = pre[v]; } if(v != root && id[v] == -1) { for(int u = pre[v]; u != v; u = pre[u]) id[u] = cnt;//标记节点u为第几个环 id[v] = cnt++; } } if(cnt == 0) break; //无环 则break for( i = 0; i < V; i++) if(id[i] == -1) id[i] = cnt++; //3.建立新图 缩点,重新标记 for( i = 0; i < E; i++) { int u = edge[i].u; int v = edge[i].v; edge[i].u = id[u]; edge[i].v = id[v]; if(id[u] != id[v]) edge[i].w -= in[v]; } V = cnt; root = id[root]; } return ret;}int main(){ int i; while(scanf("%d%d", &n, &m) != EOF) { type sum = 0; for( i = 0; i < m; i++) { scanf("%d%d%I64d", &edge[i].u, &edge[i].v, &edge[i].w); edge[i].u++; edge[i].v++; sum += edge[i].w; } sum ++; for( i = m; i < m + n; i++)//增加超级节点0,节点0到其余各个节点的边权相同（此题中 边权要大于原图的总边权值） { edge[i].u = 0; edge[i].v = i - m + 1; edge[i].w = sum; } type ans = Directed_MST(0, n + 1, m + n); //n+1为总结点数,m+n为总边数 //ans代表以超级节点0为根的最小树形图的总权值, //将ans减去sum,如果差值小于sum,说明节点0的出度只有1,说明原图是连通图 //如果差值>=sum,那么说明节点0的出度不止为1,说明原图不是连通图 if(ans == -1 || ans - sum >= sum) puts("impossible"); else printf("%I64d %d\n",ans - sum, pos - m); puts(""); } return 0;}