本文属于「征服LeetCode」系列文章之一，这一系列正式开始于2021/08/12。由于LeetCode上部分题目有锁，本系列将至少持续到刷完所有无锁题之日为止；由于LeetCode还在不断地创建新题，本系列的终止日期可能是永远。在这一系列刷题文章中，我不仅会讲解多种解题思路及其优化，还会用多种编程语言实现题解，涉及到通用解法时更将归纳总结出相应的算法模板。

为了方便在PC上运行调试、分享代码文件，我还建立了相关的仓库：https://github.com/memcpy0/LeetCode-Conquest。在这一仓库中，你不仅可以看到LeetCode原题链接、题解代码、题解文章链接、同类题目归纳、通用解法总结等，还可以看到原题出现频率和相关企业等重要信息。如果有其他优选题解，还可以一同分享给他人。

由于本系列文章的内容随时可能发生更新变动，欢迎关注和收藏征服LeetCode系列文章目录一文以作备忘。

你准备参加一场远足活动。给你一个二维 rows x columns 的地图 heights ，其中 heights[row][col] 表示格子 (row, col) 的高度。一开始你在最左上角的格子 (0, 0) ，且你希望去最右下角的格子 (rows-1, columns-1) （注意下标从 0 开始编号）。你每次可以往 上，下，左，右 四个方向之一移动，你想要找到耗费 体力 最小的一条路径。

一条路径耗费的 体力值 是路径上相邻格子之间 高度差绝对值 的 最大值 决定的。

请你返回从左上角走到右下角的最小 体力消耗值 。

示例 1：

输入：heights = [[1,2,2],[3,8,2],[5,3,5]]
输出：2
解释：路径 [1,3,5,3,5] 连续格子的差值绝对值最大为 2 。
这条路径比路径 [1,2,2,2,5] 更优，因为另一条路径差值最大值为 3 。

示例 2：

输入：heights = [[1,2,3],[3,8,4],[5,3,5]]
输出：1
解释：路径 [1,2,3,4,5] 的相邻格子差值绝对值最大为 1 ，比路径 [1,3,5,3,5] 更优。

示例 3：

输入：heights = [[1,2,1,1,1],[1,2,1,2,1],[1,2,1,2,1],[1,2,1,2,1],[1,1,1,2,1]]
输出：0
解释：上图所示路径不需要消耗任何体力。

提示：

• rows == heights.length
• columns == heights[i].length
• 1 <= rows, columns <= 100
• 1 <= heights[i][j] <= 10^6

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同类题目：

• LeetCode 2812. Find the Safest Path in a Grid
• LeetCode 778. Swim in Rising Water
• LeetCode 1631. 最小体力消耗路径

这几道题，虽然物理问题不同，但是背后的数学模型几乎完全相同，唯一的区别在于：

• 第 1631 题将相邻格子的高度差作为边的权重，是找最小化的 相邻格子最大绝对高度差。
• 第 778 题将相邻两格子间高度的最大值作为边的权重，是找最小化的 最大高度
• 第 2812 题将当前方格到最近小偷的距离作为边的权重，是找最大化的 最小距离

无向图 $G$ 中 $x$ 到 $y$ 的最小瓶颈路是这样的一类简单路径，满足这条路径上的最大边权在所有 $x$ 到 $y$ 的简单路径中是最小的。
根据最小生成树定义，$x$ 到 $y$ 的最小瓶颈路上的最大边权等于最小生成树上 $x$ 到 $y$ 路径上的最大边权。虽然最小生成树不唯一，但是每种最小生成树 $x$ 到 $y$ 路径的最大边权相同且为最小值。也就是说，每种最小生成树上的 $x$ 到 $y$ 的路径均为最小瓶颈路。

无向图 $G$ 中 $x$ 到 $y$ 的最大瓶颈路是这样的一类简单路径，满足这条路径上的最小边权在所有 $x$ 到 $y$ 的简单路径中是最大的。
根据最小生成树定义，$x$ 到 $y$ 的最大瓶颈路上的最小边权等于最大生成树上 $x$ 到 $y$ 路径上的最小边权。虽然最大生成树不唯一，但是每种最大生成树 $x$ 到 $y$ 路径的最小边权相同且为最大值。也就是说，每种最大生成树上的 $x$ 到 $y$ 的路径均为最大瓶颈路。

我们不必实际求出整个最小/大生成树，只需要求出最小/大生成树上 $x$ 到 $y$ 路径上的最大/小边权。

在看清楚物理问题背后的数学模型后，这几道题都会迎刃而解。

解法1 二分+BFS/DFS

这种做法是LeetCode 2812. Find the Safest Path in a Grid的完全简化版、在2812中需要先进行一次多源BFS、再来二分答案，也用在LeetCode 1631. 最小体力消耗路径中。

根据题目中的描述，给定了 $heights[i][j]$ 的范围是 $[1,10^6]$ ，所以答案（绝对高度差）必然落在范围 $[0,10^6]$ ：

• 如果允许消耗的体力值 $h$ 越低，网格上可以越过的部分就越少，存在从左上角到右下角的一条路径的可能性越小
• 如果允许消耗的体力值 $h$ 越高，网格上可以游泳的部分就越多，存在从左上角到右下角的一条路径的可能性越大。

这是本问题具有的 单调性 。因此可以使用二分查找定位到最小体力消耗值。

假设最优解为 $l$ 的话（恰好能到达右下角的体力消耗），那么小于 $l$ 的体力消耗无法到达右下角，大于 $l$ 的体力消耗能到达右下角，因此在以最优解 $l$ 为分割点的数轴上具有二段性，可以通过「二分」找到分割点 $l$ 。

注意：「二分」的本质是两段性，并非单调性。只要一段满足某个性质，另外一段不满足某个性质，就可以用「二分」。其中 33. 搜索旋转排序数组 是一个很好的说明例子。

具体来说：在区间 $[0,1e6]$ 里猜一个整数，针对这个整数从起点（左上角）开始做一次DFS或BFS：

• 当小于等于该数值时，如果存在一条从左上角到右下角的路径，说明答案可能是这个数值，也可能更小；
• 当小于等于该数值时，如果不存在一条从左上角到右下角的路径，说明答案一定比这个数值更大。
• 按照这种方式不断缩小搜索的区间，最终找到最小体力消耗。

class Solution {
public:int minimumEffortPath(vector<vector<int>>& heights) {int n = heights.size(), m = heights[0].size();typedef pair<int, int> pii;int d[4][2] = {-1, 0, 1, 0, 0, -1, 0, 1};auto check = [&](int lim) {bool vis[n][m]; memset(vis, false, sizeof(vis));queue<pii> q;q.push(pii(0, 0)); vis[0][0] = true;while (!q.empty()) {pii p = q.front(); q.pop();int i = p.first, j = p.second;if (i == n - 1 && j == m - 1) return true;for (int k = 0; k < 4; ++k) {int x = i + d[k][0], y = j + d[k][1];if (x < 0 || x >= n || y < 0 || y >= m || abs(heights[x][y] - heights[i][j]) > lim || vis[x][y])continue;q.push(pii(x, y));vis[x][y] = true;}}return vis[n - 1][m - 1];};int l = 1, r = 1e6 + 1;while (l < r) {int mid = (l + r) >> 1;if (check(mid)) r = mid;else l = mid + 1;}return l;}
};

复杂度分析：

• 时间复杂度：$O(MN\log C)$ 。 其中 $N,M$ 是方格的边长。最差情况下进行 $\log C(C=1e6)$ 次二分查找，每一次二分查找最差情况下要遍历所有单元格一次，时间复杂度为 $O(MN)$ 。
• 空间复杂度：$O(MN)$ 。 数组 $vis$ 的大小为 $MN$ ，如果使用深度优先遍历，须要使用的栈的大小最多为 $MN$ ，如果使用广度优先遍历，须要使用的队列的大小最多为 $MN$ 。

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解法2 最小瓶颈路模型+最小生成树（Prim+堆/Kruskal+边集数组）

根据题意，我们要找的是从左上角到右下角的最优路径，其中最优路径是指途径的边的最大权重值最小，然后输出最优路径中的最大权重值。此处的边权为途径节点间高度差绝对值。

根据最小瓶颈路模型，我们可以使用Kruskal最小生成树算法：

1. 先遍历所有的点，将所有的边加入集合，存储的格式为数组 $[a,b,w]$ ，代表编号为 $a$ 的点和编号为 $b$ 的点之间的权重为 $w$（按照题意，$w$ 为两者的高度绝对差）。
2. 对边集集合进行排序，按照 $w$ 进行从小到达排序。
3. 当我们有了所有排好序的候选边集合之后，对边从前往后处理，选择那些不会出现环的边加入最小生成树中。
4. 每次加入一条边之后，使用并查集来查询左上角点和右下角点是否连通。如果连通，那么该边的权重即是答案。

class Solution {private class UnionFind {private int[] parent;public UnionFind(int n) {parent = new int[n];for (int i = 0; i < n; ++i) parent[i] = i;}public int find(int x) {return x != parent[x] ? parent[x] = find(parent[x]) : x;}public boolean isConnected(int x, int y) { return find(x) == find(y); }public void union(int p, int q) {int rp = find(p), rq = find(q);if (rp == rq) return;parent[rp] = rq;}}public int minimumEffortPath(int[][] grid) {int n = grid.length, m = grid[0].length;int len = n * m;int[][] d = {{0, 1}, {0, -1}, {1, 0}, {-1, 0}};UnionFind unionFind = new UnionFind(len);// 预处理所有无向边// edge存[a,b,w]: 代表从a到b所需的时间点为w// 虽然我们可以往四个方向移动,但只要对于每个点都添加「向右」和「向下」// 两条边的话，其实就已经覆盖了所有边List<int[]> edges = new ArrayList<>();for (int i = 0; i < n; ++i) {for (int j = 0; j < m; ++j) {int index = i * m + j;int a, b, w;if (i + 1 < n) {a = index; b = (i + 1) * m + j;w = Math.abs(grid[i][j] - grid[i + 1][j]);edges.add(new int[]{a, b, w});}if (j + 1 < m) {a = index; b = i * m + (j + 1);w = Math.abs(grid[i][j] - grid[i][j + 1]);edges.add(new int[]{a, b, w});}   }}Collections.sort(edges, (a, b) -> a[2] - b[2]); // 根据w权值升序// 从「小边」开始添加,当某一条边应用之后,恰好使得「起点」和「结点」联通// 那么代表找到了「最短路径」中的「权重最大的边」int start = 0, end = len - 1;for (int[] edge : edges) {int a = edge[0], b = edge[1], w = edge[2];unionFind.union(a, b);if (unionFind.isConnected(start, end)) return w;}return 0;}
}

Kruskal虽然没有求出完整最小生成树，但是对所有边进行了排序。我们可以使用Prim算法+优先队列。

下面将此问题抽象为一张带权有向图，每个单元格为顶点，有指向相邻顶点的有向边，边的权值为指向顶点的高度绝对差。然后用Prim算法，求出最小生成树上左上角的点到右下角的点的路径上的最大边权值。此时不用对所有边进行排序。

class Solution {public int minimumEffortPath(int[][] grid) {int n = grid.length, m = grid[0].length;boolean[][] vis = new boolean[n][m];// 必须将 先前加入队列时的边权重 加入int[]中Queue<int[]> minHeap = new PriorityQueue<>((a, b) -> a[2] - b[2]);minHeap.offer(new int[]{0, 0, 0});int[][] dist = new int[n][m];for (int[] row : dist)Arrays.fill(row, Integer.MAX_VALUE);dist[0][0] = 0;int[][] directions = {{0, 1}, {0, -1}, {1, 0}, {-1, 0}};while (!minHeap.isEmpty()) { // 找最短的边int[] front = minHeap.poll();int x = front[0], y = front[1], d = front[2];if (vis[x][y]) continue;vis[x][y] = true;if (x == n - 1 && y == m - 1) break;// 更新for (int i = 0; i < 4; ++i) {int u = x + directions[i][0], v = y + directions[i][1];if (u >= 0 && u < n && v >= 0 && v < m && !vis[u][v] && // prim算法Math.max(d, Math.abs(grid[x][y] - grid[u][v]))<= dist[u][v]) {dist[u][v] = Math.max(d,Math.abs(grid[x][y] - grid[u][v]));minHeap.offer(new int[]{u, v, dist[u][v]});}}}return dist[n - 1][m - 1];}
}

复杂度分析：

• 时间复杂度：$O(MN\log MN)$ 。 使用了优先队列的 Prim 算法的时间复杂度是 $O(E\log E)$ ，这里 $E$ 是边数，至多是顶点数的 $4$ 倍，顶点数为 $MN$ ，因此 $O(E\log E)=O(4MN\log MN)=O(MN\log MN)$ 。
• 空间复杂度：$O(MN)$ 。 数组 $vis$ 、$dist$ 的大小为 $O(MN)$ ，优先队列中保存的边的总数也是 $MN$ 级别的。