从左到右DP, 存储哪里有奶牛以后排序, 同一个x坐标的上下奶牛合并.. 0没有 1上 2下 3都有
随着奶牛的位置x从左到右DP, 需要记录的状态是dp[i][p][k], p是在x处的奶牛圈起来的方式, 我记的是 0没圈(这就初始状态可能) 1圈上 2圈下 3两个一起圈 4两个分开圈, 记录每个可能的k和对应的面积最小值
状态转移比较麻烦.. 我是又分两个状态之间的圈圈怎样互相结合来枚举, 0不结合 1上边延伸出去 2下边 3两边一起延伸 4两边分开延伸. 应该还有更巧妙的方法.. 不想再碰这题了
172ms 直接大数组20M内存..代码点下面
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挺简单的算法我没想出来..
考虑最左边的需要移除墙的列。这列是必定要移除一些墙的。
不妨移除右边界较大的那些墙。
实现的时候，可以用基数排序的方式来找到右边界较大的墙。
开两个数组如下：
map[i][j] = { 第i列中，从该列开始向右延伸，长度为j的墙的数目}
cnt[i] = {第i列中墙的数目}
这样代码比较方便，速度也快。 ——荣誉属于糯米
糯米的这个数据结构非常棒, 我做了一点改进: 糯米记录了右边还有多长的墙, 实际上只要记录右边墙的边界就可以了, 省掉一些计算和思维复杂度
所以我的代码精简一点, 看我的吧 🙂
这种题一眼看上去像DP, 我看了点东西说DP和贪心有很多相似之处, 比如都是找最优子结构. 区别在于贪心从最优子结构里选出一个或几个就行. 具体有什么区别也没太搞清楚, 感觉DP有一个图的延伸, 每个状态都可能被多次使用, 而贪心不会.
代码点下面:
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这两道题用的理论都是一样的, 贪心算法很简单, 关键是怎么证明:
首先需要了解的是..
序理论(中文) http://zh.wikipedia.org/zh-sg/%E5%BA%8F%E7%90%86%E8%AE%BA
偏序集(中文) http://zh.wikipedia.org/zh-sg/%E5%81%8F%E5%BA%8F%E5%85%B3%E7%B3%BB
Dilworth’s Theorem(wiki没中文) http://en.wikipedia.org/wiki/Dilworth’s_theorem
Dilworth的对偶定理的证明我看的lambda2fei牛这里写的, 英文太长实在是没法看..
Dilworth本身的证明我还没有看.. TODO. 但是lamb牛写的chain(链)和antichain(反链)的转换我一看就明了, 通过这种转换可以很容易的使用Dilworth定理, 同样也可以证明Dilworth定理, 我还没看原本怎么证明的..(稍后update) 这种方法已经很牛逼了感觉
为了文章完整性引用一下他的证明
Dilworth定理说的是：对于一个偏序集，其最少链划分数等于其最长反链的长度。
Dilworth定理的对偶定理说的是：对于一个偏序集，其最少反链划分数等于其最长链的长度。
Dilworth定理先不证，有空再不上来，其对偶定理证明如下：设一个偏序集S的最少反链划分数是p，最长链长度是r。
1.先证p≥r。这是显然的，因为最长链长度是r，r个元素中的任意两个都可以比较，因此它们必定两两属于不同的反链，因此反链个数≥r，即p≥r。
2.再证r≥p。设X1=S。找出X1的所有极小元组成集合Z1，将其从X1删之，得到X2，再找出X2的所有极小元组成集合Z2（特别注意Z2中的任何元素a2，在X1中必然存在一个元素a1使得a1≤a2，否则a2可以放到X1中，这与X1的选取矛盾），再将Z2从X2中删除，得到X3，……这样一直下去，总存在一个k使得XK不空但X(K+1)为空。这样便得到一条链a1，a2，a3，……，ak，其中ai属于Xi。由于r是最长链长度，因此r≥k。另一方面，我们也得到了一个反链划分，即X1，X2，X3，……，XK。由于p是最少反链划分，因此k≥p。因此有r≥p。证毕。
要求的就是集合的chain的划分最小数目.
对于题目中给出的关系P={l <= l’ and w <= w’}, 我们定义关系P’={l < l’ and w > w’} (并不是l<=l’), 那么对于原来关于 P 可比较的两个元素, 关于 P’ 则不能比较, 原来不能比较关于 P’ 就可比较. 相应的 P 的 chain/antichain 就成为 P’ 的 antichain/chain .
这样定义后, 就可以放下原题, 题目变成找一堆元素中的最少antichain数目, 根据Dilworth定理对偶定理的证明过程(如上), 每次剥离出 Xi 中的所有极小元, 直到 Xi 为空, 剥离的次数就是答案 .
剥离的次数 == k== 关于 P’ 的最长chain的长度(对偶定理) == 关于P的最长antichain的长度(chain转换) == 关于P的chain的最少划分数(Dilworth)
有点绕.. 但比看上去简单
实例:
考虑元素集 (1,2) (2,3) (2,4) (3,1) (3,2) (3,3) (3,5) (4,1) (5,2) (6,1) (6,7) (7,1)
每次取出关于 P’ 的极小元, 过程如下
(1,2) (2,3) (2,4) (3,1) (3,2) (3,3) (3,5) (4,1) (5,2) (6,1) (6,7) (7,1)
(3,1) (3,2) (3,3) (4,1) (5,2) (6,1) (7,1)
(4,1) (5,2) (6,1) (7,1)
(6,1) (7,1)
因为P’是严格的偏序关系, 每次取出的最小元 x 就要满足找不到 y 使 y P’ x (如果是不严格的偏序就要考虑自反的情况)
怎样取极小元呢, P’ 的极小元是 “在 l 比它小的元素中, 找不到 w 比它大的元素”, 按照代码中的 comp() 排序以后(先l后w), 以这个条件找极小元的集合, 等价于从第一个元素开始找, 后一个元素的w’>=前一个元素的w, 的元素集合. 比如(1,2) (2,3) (2,4) (3,5) (6,7), 满足2<=3<=4<=5<=7, 这样贪心就很简单了
和1065基本一样, 有了上面的理论就很好做了. 关键在于 P => P’ 的转换
P={w1<w2 && h1<h2} (大于小于无所谓)
所以 P的”可比较”关系 Pc = {w<w2 && h1<h2 || w1>w2 && h1>h2}
所以 P’c= {w1<w2 && w1>=h2 || w1>w2 && h1<=h2 || w1==w2}
所以 P’= {w1<=w2 && h1>=h2}
这里 P’ 是具有自反性和反对称性的非严格偏序关系.
这里就有一个问题: 集合内元素具有互异性, 但是题目中的元素有可能存在两两相同的, 怎么办?
我们可以想像我们上面讨论的集合是题目中的元素”只保留相同元素中的一个”后的集合, 这个集合中的元素a包含了n个题目中的相同元素, 就有两种处理的方法:
方法一: 把这n个元素看作一个a来”剥离”(取最小元), 1065就是这样, (1,2)(1,2)(1,2)在一起剥离是可以的, 因为1<=1,2<=2, 符合P的比较条件
方法二: 剥离a后a还存在于后来的Xi中, 并且n-=1, 直到n==0 a消失, 3636就要这么干, (1,2)(1,2)是不能放在一起的, 不符题意(P), 可以证明这样干是最优的(如果不取这个最小元, 这次执行后得到的Xi要比取的元素多一个, 不取白不取)
经过思考, 这道题最终要做的贪心是: 先按照w排序, w的互异值从小到大为w1,w2..wk, 然后在w==w1的元素里找到h最大的元素取出, 再在w2中找h最大的元素取出, 并且这些h需要满足条件:比前一个取出的元素的h大, 取完一次result++, 直到取空
代码点下面:
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好繁的一道题.. 看走眼了 1061才是数论题..才发现 思路:
区域看作一个Vertex, 对每个区域BFS求出能到达所有club的和最小值. 复杂度N2
Edge的构造: 一个region周围的点集按顺时针是 {p1, p2, p3 .. pk} 那么 (p1, p2) (p2, p3) … (p(k-1), pk) (pk, p1) 就是它的所有border, 其中任何一条边 (p[j], p[(j+1)%n]) 与也只与另外一个region’ 共享, 而region’ 做取边操作的时候, 这条共享边是颠倒的, 即 (p[(j+1)%n], p[j]) , 所以构造一个二维数组p[][], 上下三角形是对称的, 一对对称的元素就代表了相连的两个区域
club就存在所有靠着它的region内, 在这些region里面此club的步数都是0
细节:
以后这种繁题把变量名起的明白一点.. 多写点注释, 不然容易糊涂, 不太好写函数(其实可以.. 懒)
110行, 跑47ms, 还不错的样子..
Update: 这题数据比较弱, 用floyd简便很多, 因为为BFS准备比较麻烦, floyd直接开个数组全∞了事.. 复杂度N3
代码点下面 (没有任何可读性可言..)
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a = (b*c-1)/(b+c) 令m = b+c => c = m-b
推得 m = – (b^2 + 1)/(a – b)
做一下多项式除法后 m = (b – a) + (a^2 + 1)/(b – a) + 2a
所以令k=b – a (由arctan()的函数图像知k>0)
=> m = k + (a^2 + 1)/k + 2a
根据函数图像知道 (0 , 根号(a^2 + 1)]内递减, [根号(a^2 + 1), +∞)内递增, 所以我们需要求两个区间上最靠近根号(a^2 + 1)的使m为整数的k
设 i>=根号(a^2 + 1) 则对于此情况下要求的mi = i + (a^2 + 1)/i + 2a 有 j = (a^2 + 1)/i 使
mi = (a^2 + 1)/j + j + 2a
而 j<=根号(a^2 + 1) 所以右边区间满足情况的i在左边都能找到对应的j, 所以只要搜索左边就行了
k=n..1
找出最先使 (a*a+1)%k==0的k即可
#include <stdio.h>
int main() {
int a;
scanf("%d",&a);
int k=a;
long long foo=(long long)a*a+1;
while(foo%k)
k--;
printf("%d\n",k+foo/k+2*a);
return 0;
}
无意看到的题目.. 因为是中文的就猫了一眼, 觉得挺水就做做, 结果一做就是一下午.. NOI还有点名堂
开始觉得就是博弈+简单DP, 右图每一个格子 (a, b) , 玩家一次取石子以后能变成的状态是 (a-i, b) , (a, b-i) , 或者 (a-i, b-i) , 只要路线上存在lose, 赋值为win, 否则赋值lose. 整个表格是对称的. 自底向上DP就可以解决.
然后看了discuss, 存在O(1) 的算法..
Beatty sequence Wiki 讲解 , 看一下就了了..
The positive irrational number
generates the Beatty sequence
If
then
is also a positive irrational number. They naturally satisfy
and the sequences
and
form a pair of complementary Beatty sequences.
For r = the golden mean, we have s = r + 1. In this case, the sequence
, known as the lower Wythoff sequence, is
and the complementary sequence
, the upper Wythoff sequence, is
上下两个数列整好组成 lose 状态的坐标 (1,2) (3,5) (4,7) … 至于为什么等我有空会思考update一下 =D 好神奇阿
其中r是黄金分割律, 即 (1+sqrt(5))/2
则如果m在第一个数列里,则
m=[nr]=nr-x
m/r=n-x/r
其中x属于[0,1) , 先求出n再判断m/r是否在等式右边的区间里即可. 再返回n判断输入的b是否在二队列中相应的位置
Code:
#include <stdio.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
//return num in Beatty sequence(r=golden mean), -1 if not belong to
int Br(int m) {
static const double P=(1+sqrt(5.0))/2;
double foo=m/P;
int n=(int)foo;
if(foo-n>0.999999)
n++;
n++;
if(foo>(n-1/P))
return n;
else
return -1;
}
int main() {
int a,b;
while(scanf("%d%d",&a,&b)!=EOF) {
if(a>b)
std::swap(a,b);
int foo=Br(a);
bool win=true;
if(foo!=-1)
if(a+foo==b)
win=false;
if(win)
printf("1\n");
else
printf("0\n");
}
return 0;
}
以后不好意思放报告就在这记一下心得啦
思路和网上的都差不多, 我另外开了程序算出每一行可能的情况直接copy进 stack[] 中..耍流氓.. 看起来直观点
引用一下大牛BYVoid的思路, 不自己写了
较难看出的动态规划问题。注意到数据范围N≤100；M≤10，发现每行的宽度都不大，所以可以考虑把一行看成一个状态，表示该行的布置方案。每行的布置方案可以预先处理出，由数学知识可以算出，每行最多的布置方案数也不过60个而已。
状态设定
F[i,a,b]为前i行，第i行的方案为A[a]，第i-1行的方案为A[b]的最大炮兵数。
状态转移方程
- F[i,a,b]=Max{ F[i-1,b,c] + P[a] }
其中c为i-2行的布置方案，a,b,c应保证互不冲突，即放置方案中炮兵都在平地上，且不会互相攻击到。
目标结果
- Ans=Max{F[N,a,b]}
中间进行过一次错误的优化, 认为如果, 比如
画个图..
1001比1101少了一个1, 那么1101得出的结果至少不会比1001差, 可以剪掉1001. 比如上图的第三行, 没有炮的情况就可以省去,.我当时的想法是如果省掉第三行的炮, 放在第四行唯一的P上(其他情况也是相似), 第四行以下面临的情况就会比之前更加严峻, 从而不会得出更好的结果, 顶多一样.
但是我并没有考虑第三行能对第一行也产生影响 (造成这个错误的原因是状态压缩DP只记录近两行. 虽然没有明面上写, 但是情况已经记录在得分中了). 第三行的P不放炮, 则第一行和第四行都能放, 结果就更好了.
我写成这样
public:
int *(a[60]);
State (int m=0) {
M=m;
for(int i=0;i<stackN;i++) {
a[i]=new int[stackN];
memset(a[i],0xff,sizeof(int)*stackN);
}
}
能够compile, 在另开的程序里也没有问题, 但是在题目中答案就不一样, 我跟踪了, 在 s[i].dp(s[i-1]) 的过程中 s[i-1].a[][] 会莫名发生改变, 实际上又没有对它进行任何操作. 值得一提的是release和debug得出的答案不一样, 根据经验应该是内存的什么问题.. 也有可能是类里动态分配内存就不对头, 因为在类中定义变量不能用new.. 开学去问问看
Code: (其实是我第一次用类.. 这个问题有点绕, 于是尝试封装=D )
这是所谓的二叉树么.. 算法很简单, 只是因为第一次用这种结构体封装, 还是试了很多次才摸索出来的.. 很好用诶! 记一下
细节.. 地址和变量不要搞混了.. fw?fw->v():false 我写成了fw->v()? 错了好久
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
struct Orz {
Orz *fw,*fx;
bool (*f)(bool w,bool x);
bool v() {
return (*f)(fw?fw->v():false,fx?fx->v():false);
};
bool p[5];
char sb[]={'K','A','C','E','N','p','q','r','s','t'};
char input[201];
int count;
bool fK(bool w,bool x) { return w&x; }
bool fA(bool w,bool x) { return w|x; }
bool fC(bool w,bool x) { return !(w&&!x); }
bool fE(bool w,bool x) { return !(w^x); }
bool fN(bool w,bool x) { return !w; }
bool fp(bool w,bool x) { return p[0]; }
bool fq(bool w,bool x) { return p[1]; }
bool fr(bool w,bool x) { return p[2]; }
bool fs(bool w,bool x) { return p[3]; }
bool ft(bool w,bool x) { return p[4]; }
bool (*f[])(bool w,bool x)={fK,fA,fC,fE,fN,fp,fq,fr,fs,ft};
Orz *proc() {
char a=input[count++];
Orz *node=(Orz *)malloc(sizeof(Orz));
node->fw=node->fx=NULL;
int type;
for(type=0;sb[type]!=a;type++);
node->f=f[type];
if(type<=4)
node->fw=proc();
if(type<4)
node->fx=proc();
return node;
}
int pow2(int n) {
int r=1;
for(int i=0;i<n;i++)
r*=2;
return r;
}
int main() {
while(1) {
gets(input);
if(input[0]=='0')
break;
count=0;
Orz *bigBang=proc();
short tester;
for(tester=0x0000;tester<=0x001f;tester++) {
for(int i=0;i<5;i++)
p[i]=tester/pow2(i)%2;
if(bigBang->v()!=true)
break;
}
if(tester==0x0020)
printf("tautology\n");
else
printf("not\n");
}
return 0;
}
求严格背包, 这次要求是所有物品都必须使用, 问有多少种填满的方法(具体看题)
如果只问能否填满(这样看来又不能把v=重量*杠杆长度看成物品了, 不是传统背包..好难归纳) 那只要用bool型数组记录, 因为不能不用 所以用两个数组更替(a0[i]==true doesn’t mean a1[i]==true, so.)
问有多少种方法把bool换成计数器即可
2010/08/05 Update:
在”能不能放满”(或者填满特定容量) 这种题型中, 以下三种情况是可以让我们求”符合要求的组合有多少种”
1. 一个物品具有多种可选的体积. 比如在本题中是”在物品体积可变, 并且能够为负的情况下, 能不能使占用空间恰为0(平衡)”
2. 物品可以选择不用
3. 1&&2
原因很简单, 上面三种情况的补集是”物品体积固定并且必须全用”, 这种情况最后占用的容积是常数, 逆否命题即上面的蓝字部分成立.
细节:
int *a=(int *)malloc(sizeof(int)*20001); //sizeof(a)==4
int a[20001]; //sizeof(a)==80004;
混淆了一下 导致数组不能初始化, 结果是诡异的3 (答案是2)
debug的时候数组里是非常混乱的 (比如a0[9999]==-265219901)
但是release的时候数组即使不初始化也都为0, 但不一定(诡异的3就是因为某个数==1, 应该初始化为0的, 和内存前面的写入有关吧)
代码:
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
int main() {
int *a0,*a1;
int C,G,c[20],g[20];
a0=(int *)malloc(sizeof(int)*20001);
memset(a0,0x00,sizeof(int)*20001);
a0[10000]=1;
scanf("%d%d",&C,&G);
for(int i=0;i<C;i++)
scanf("%d",c+i);
for(int i=0;i<G;i++)
scanf("%d",g+i);
int v;
for(int i=0;i<G;i++) {
a1=(int *)malloc(sizeof(int)*20001);
memset(a1,0x00,sizeof(int)*20001);
/*/debug
for(int k=9900;k<=10100;k++)
if(a0[k])
printf("a0[%d]=%d, ",k,a0[k]);
printf("\n");//*/
for(int j=0;j<C;j++) {
v=g[i]*c[j];
for(int i=19000;i>=1000;i--) //order doesn't make sense.
a1[i+v]+=a0[i];
/*/debug
for(int k=9900;k<=10100;k++)
if(a1[k])
printf("a1[%d]=%d, ",k,a1[k]);
printf("\n");//*/
}
free(a0);
a0=a1;
}
printf("%d\n",a0[10000]);
return 0;
}
