给定平面上 nnn 个点,找出其中的一对点的距离,使得在这 nnn 个点的所有点对中,该距离为所有点对中最小的。
第一行一个整数 nnn,表示点的个数。
接下来 nnn 行,每行两个实数 x,yx,yx,y ,表示一个点的行坐标和列坐标。
仅一行,一个实数,表示最短距离,四舍五入保留 444 位小数。
3
1 1
1 2
2 2
1.0000
对于 100%100\%100% 的数据,保证 1≤n≤1041 \leq n \leq 10^41≤n≤104,0≤x,y≤1090 \leq x, y \leq 10^90≤x,y≤109,小数点后的数字个数不超过 666。
对于给定的点序列,我们对它按x坐标的大小排序,接着取中点mid将点序列划分为两半,则求整个序列的最接近点对就分解成了三个子问题:
那么原问题的答案就是这三个中的最小值。
我们递归地对序列进行二分,求解到了前两个子问题的答案之后,得到二者中的较小值mmin,那么现在就需要解决第三个子问题了。
由于我们已经得到了一个较优的mmin值,考虑最极端的情况,对于我们需要找的跨越两侧的点对,一个是p[mid]本身,另一个是和p[mid]的y坐标相同的且横坐标之差恰好为mmin的点。
这已经是最极端的情况,横坐标之差如果再大一些,第三个子问题的解就不可能比mmin更优了。因此,我们可以将第三个子问题的答案的搜索范围压缩到与p[mid]横坐标之差小于mmin的点集。
仅仅在x坐标的维度进行压缩显然是有缺陷的,考虑一种非常极端的情况,我们上一步所求的与p[mid]横坐标之差小于mmin的点集所包含的点占总数的80%并且它们的y距离的差值高低起伏,也就是点几乎都分布在了过中点的垂线的附近但是y差值有大有小,那这个时候,显然,我们也要对y坐标进行约束,而约束的方法和x坐标是相通的。
所以,我们把上一步得到的点集按y坐标排序,然后对这个点集进行双重循环的枚举,更新mmin,由于序列按y有序,一旦出现y不满足约束(代码里已给出),则后面的点更不可能满足,直接break,枚举下一个点。
#include
#include
#include
#include
using namespace std;
const int inf = 999999997;
int n;struct Point {int x, y;
}p[100001],temp[10001];bool cmpx(Point a, Point b) { return a.x < b.x || (a.x == b.x && a.y < b.y);
}bool cmpy(Point a, Point b) {return a.y < b.y || (a.y == b.y && a.x < b.x);
}double dist(Point a, Point b) {return sqrt((a.x - b.x) * (a.x - b.x) + (a.y - b.y) * (a.y - b.y));
}double mindist(int low, int high) {if (low == high) {return inf;}if (low + 1 == high) {return dist(p[low], p[high]);}else {int mid = (low + high) / 2;double d1=mindist(low, mid);double d2 = mindist(mid + 1, high);double mmin = min(d1, d2);int len = 0;for (int i = low; i < high; i++) {if (fabs(p[i].x - p[mid].x) < mmin) {temp[++len] = p[i];}}sort(temp + 1, temp + 1 + len, cmpy);for (int i = 1; i < len; i++) {for (int j = i + 1; j <= len; j++) {if (temp[j].y - temp[i].y < mmin) {mmin = min(mmin, dist(temp[i], temp[j]));}else {break;}}}return mmin;}
}int main()
{cin >> n;for (int i = 1; i <= n; i++) {cin >> p[i].x >> p[i].y;}sort(p + 1, p + 1 + n, cmpx);cout << fixed << setprecision(4) << mindist(1, n);
}
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