UR 5 怎樣更有力氣

解題思路

考慮沒有限制的情況，一定是把操作離線下來，按照邊權從小到達做。可以發現，如果沒有限制，完全圖是多餘的，直接拿樹邊進行合併就可以了。我們要做這麼一件事情，把每個點屬於的圖上聯通塊看做顏色，每次合併鏈上相鄰兩塊顏色不一樣的，那麼我們再額外使用乙個並查集，把樹上相鄰的顏色相同的點合併在乙個集合裡，每次跳到集合中最淺的點做圖上的合併操作即可，複雜度 \(\mathcal o(n\alpha(n))\) 。

考慮乙個操作的限制數量 \(cnt\) ，如果 \(cnt \geq\) 鏈上的點數，那麼這些點仍然是聯通的，所以可以直接當做沒有限制的情況來做。於是發現，有限制的情況的鏈的點數不超過 \(p_i\) ，考慮暴力把這條鏈上的點拿出來。問題轉化為有乙個點集 \(s\) ，並且給出這個點集的補圖，要合併聯通塊資訊。涉及到補圖可以試圖用乙個小技巧解決，拿出補圖中度數最小的點 \(x\) ，有 \(\deg[x]\leq \min(|s|,\sqrt)\) 。劃分成與 \(x\) 相連的點集和與 \(x\) 不相鄰的點集兩個問題考慮。所有不與 \(x\) 相連的點可以直接與 \(x\) 合併，所有與 \(x\) 相鄰的點不超過 \(\sqrt\) 個，可以直接列舉兩個點合併。對於兩個集合直接的連邊，考慮與 \(x\) 相鄰的集合的每一條對 \(x\) 不相鄰集合的出邊，如果出邊數量 \(=\) 集合大小則無法連邊，否則一定可以和 \(x\) 不相鄰集合連邊，直接連向 \(x\) 即可。總複雜度 \(\mathcal o(n \alpha(n))\) 。

code

/*program by mangoyang*/ 
#include#define inf (0x7f7f7f7f)
#define max(a, b) ((a) > (b) ? (a) : (b))
#define min(a, b) ((a) < (b) ? (a) : (b))
typedef long long ll;
using namespace std;
template inline void read(t &x)
const int n = 300005;
ll ans;
bitsetb, c;
vectore[n];
vector> g[n];
int f[n][21], dep[n], ax[n], ay[n], aw[n], id[n], n, m, p, tot;
namespace rose
inline int lca(int x, int y)
}struct camlia
inline int ask(int x)
inline void merge(int x, int y, int z)
}x1, x2;
inline bool cmp(int x, int y)
int main()
for(int i = 1, x, y, z; i <= p; i++)
sort(id + 1, id + m + 1, cmp);
rose::dfs(1, 0);
x1.init(), x2.init();
for(int i = 1; i <= m; i++)
} else
int mndeg = (int) a.size(), pos = 0;
for(auto k : a)
if((int) e[k].size() < mndeg)
mndeg = (int) e[k].size(), pos = k;
int size = (int) a.size() - (int) e[pos].size();
for(auto k : e[pos]) b[k] = 1;
for(auto k : a) if(!b[k]) x1.merge(pos, k, aw[x]);
for(auto k1 : e[pos])
for(auto k1 : e[pos])
for(auto k : e[pos]) b[k] = 0;
for(auto k : a) e[k].clear();
} }cout << ans << endl;
return 0;
}

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UR5的安裝與配置

UR5 逆解問題的解決

基於IBVS，利用UR5實現簡單視覺抓取

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