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    0x57~0x59

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    0x57 倍增优化DP

    a.[√] 开车旅行

    题目传送

    吐槽：

    这道题是真的E心。。题面看了不知道多少遍吧，开始一直没看懂，然后怒写4k代码，几经绝望，，，乱搞过了

    sol:

    第一个首先要预处理出每一个城市的最近的城市和次近的城市，分别记为M1[],M2[]。

    这个可以用链表解决，稍微表述一下：

    首先把所有城市从小到大排一个序，把其建为一个链表。

    然后把城市1～n在链表中的对应位置记录下来。

    从1～n依次考虑每一个城市的最近和次近城市，

    假设算到了i，其对应位置link[i]，那么只需考虑link[i-1],link[i-2],link[i+1],link[i+2]即可。

    最后算完i把i在链表中删掉即可。

    其中有一些细节和需要注意的点，比如“本题中如果当前城市到两个城市的距离相同，则认为离海拔低的那个城市更近”,“超出n的范围”（后面同样需要注意）等，反正我是无脑怒刚了30行，，，

    第二个的话需要考虑如何通过DP得到想要的信息。

    首先如果已知出发城市，行车天数，谁先开车，就能得到结束城市。容易想到设(f[i,j,0/1])表示这一结果。

    但是由于ij都与n同阶的，所以用倍增优化一下(后同)，即上式表示从j出发，a/b先开车，开(2^i)天后到达的城市。

    那么,

    [f[0,j,0]=M2[j] f[0,j,1]=M1[j]\ f[1,j,k]=f[0,f[0,j,k],k xor 1] (kin[0,1])\ f[i,j,k]=f[i-1,f[i-1,j,k],k] (i>1 kin[0,1]) ]

    然后得到f以后就可以分别计算出a，b的路程，

    令(da[i,j,0/1])表示从j出发，a/b先开车，开(2^i)天后a走的路程，(db[i,j,0/1])类似。

    那么，

    [da[0,j,0]=dist(j,M2[j]) da[0,j,1]=0\ da[1,j,k]=da[0,j,k]+da[0,f[0,j,k],k xor 1] (kin[0,1])\ da[i,j,k]=da[i-1,j,k]+da[i-1,f[i-1,j,k],k] (i>1 kin[0,1])\ ]

    [db[0,j,0]=0 da[0,j,1]=dist(j,M1[j])\ db[1,j,k]=db[0,j,k]+db[0,f[0,j,k],k xor 1] (kin[0,1])\ db[i,j,k]=db[i-1,j,k]+db[i-1,f[i-1,j,k],k] (i>1 kin[0,1])\ ]

    最后就是答案的计算了，用一个calc(S,X,0/1)表示从S出发最多走X米，a/b走的路程。

    对于此考虑把路程从大到小扫描，把这个长度给拼凑出来即可，不多说了。

    最后的最后，提醒：

    由于本人脑抽+懒，没有把上述过程在代码中用函数把他们好好地体现出来，同时很多地方很蠢可以进行优化（但都懒得改），，，唉有点看不下去

    code：

    
#include<cmath>
#include<string>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define RG register
#define IL inline
#define int long long
#define DB double
using namespace std;

IL int gi() {
   RG int x=0,w=0; char ch=getchar();
   while (ch<'0'||ch>'9') {if (ch=='-') w=1;ch=getchar();}
   while (ch>='0'&&ch<='9') x=x*10+(ch^48),ch=getchar();
   return w?-x:x;
}

const int N=1e5+3;
const int inf=2e9+7;

int f[19][N][2],da[19][N][2],db[19][N][2];
int n,m,ans,H[N],S[N],X[N],M1[N],M2[N],link[N];

struct List{int v,id,pre,next;}lis[N];
struct CITY{int h,id;}c[N];
IL bool cmp(CITY x,CITY y) {return x.h<y.h;}

IL int calc(int S,int X,int p) {
    RG int i,d[2]={0,0};
    for(i=18;i>=0;--i)
        if(f[i][S][0]&&d[0]+d[1]+da[i][S][0]+db[i][S][0]<=X)
            d[0]+=da[i][S][0],d[1]+=db[i][S][0],S=f[i][S][0];
    return d[p];
}

signed main()
{
    RG DB Min=1e18;
    RG int i,j,k,Id,pr,ne,d1,d2;
    for(i=1,n=gi();i<=n;++i) H[i]=gi();
    X[0]=gi(),m=gi();
    for(i=1;i<=m;++i) S[i]=gi(),X[i]=gi();
    for(i=1;i<=n;++i) c[i]=(CITY){H[i],i};
    sort(c+1,c+n+1,cmp);
    for(i=1;i<=n;++i) 
        lis[i]=(List){c[i].h,c[i].id,i-1,i+1},link[c[i].id]=i;
    lis[0].v=lis[n+1].v=2e9+1;
    for(i=1;i<=n;++i) {
        Id=link[i],pr=lis[Id].pre,ne=lis[Id].next;
        if(abs(lis[pr].v-H[i])<abs(lis[ne].v-H[i])) {
            M1[i]=lis[pr].id,pr=lis[pr].pre;
            if(abs(lis[pr].v-H[i])<abs(lis[ne].v-H[i])) M2[i]=lis[pr].id;
            else if(abs(lis[pr].v-H[i])>abs(lis[ne].v-H[i])) M2[i]=lis[ne].id;
            else {
                if(lis[pr].v<lis[ne].v) M2[i]=lis[pr].id;
                else M2[i]=lis[ne].id;
            }
        }
        else if(abs(lis[pr].v-H[i])>abs(lis[ne].v-H[i])) {
            M1[i]=lis[ne].id,ne=lis[ne].next;
            if(abs(lis[pr].v-H[i])<abs(lis[ne].v-H[i])) M2[i]=lis[pr].id;
            else if(abs(lis[pr].v-H[i])>abs(lis[ne].v-H[i])) M2[i]=lis[ne].id;
            else {
                if(lis[pr].v<lis[ne].v) M2[i]=lis[pr].id;
                else M2[i]=lis[ne].id;
            }
        }
        else {
            if(lis[pr].v<lis[ne].v) M1[i]=lis[pr].id,pr=lis[pr].pre;
            else M1[i]=lis[ne].id,ne=lis[ne].next;
            if(abs(lis[pr].v-H[i])<abs(lis[ne].v-H[i])) M2[i]=lis[pr].id;
            else if(abs(lis[pr].v-H[i])>abs(lis[ne].v-H[i])) M2[i]=lis[ne].id;
            else {
                if(lis[pr].v<lis[ne].v) M2[i]=lis[pr].id;
                else M2[i]=lis[ne].id;
            }		
        }
        pr=lis[Id].pre,ne=lis[Id].next;
        lis[pr].next=ne,lis[ne].pre=pr;
    }
    for(i=1;i<n;++i) f[0][i][0]=M2[i],f[0][i][1]=M1[i];
    for(i=1;i<=18;++i)
        for(j=1;j<=n;++j)
            if(j+(1<<i)<=n)
                for(k=0;k<=1;++k) 
                    if(i==1) f[1][j][k]=f[0][f[0][j][k]][k^1];
                    else f[i][j][k]=f[i-1][f[i-1][j][k]][k];
    memset(da,inf,sizeof(da)),memset(db,inf,sizeof(db));
    for(i=1;i<=n;++i) da[0][i][1]=0,da[0][i][0]=abs(H[M2[i]]-H[i]);
    for(i=1;i<=18;++i)
        for(j=1;j<=n;++j)
            if(j+(1<<i)<=n)
                for(k=0;k<=1;++k)
                    if(i==1) da[1][j][k]=da[0][j][k]+da[0][f[0][j][k]][k^1];
                    else da[i][j][k]=da[i-1][j][k]+da[i-1][f[i-1][j][k]][k];
    for(i=1;i<=n;++i) db[0][i][0]=0,db[0][i][1]=abs(H[M1[i]]-H[i]);
    for(i=1;i<=18;++i)
        for(j=1;j<=n;++j)
            if(j+(1<<i)<=n)
                for(k=0;k<=1;++k)
                    if(i==1) db[1][j][k]=db[0][j][k]+db[0][f[0][j][k]][k^1];
                    else db[i][j][k]=db[i-1][j][k]+db[i-1][f[i-1][j][k]][k];
    for(i=1;i<=n;++i) {
        d1=calc(i,X[0],0),d2=calc(i,X[0],1);
        if(d2==0) continue;
        else if((DB)d1<d2*Min) Min=(DB)d1/d2,ans=i;
    }
    if(i==n+1) printf("%lld
",ans);
    for(i=1;i<=m;++i) printf("%lld %lld
",calc(S[i],X[i],0),calc(S[i],X[i],1));
    return 0;
}

    b.[√] Count The Repetitions

    题目传送

    sol:

    倍增优化DP做法。

    首先(conn(conn(s_2,n_2),m)=conn(s_2,n_2*m))，那么等价于求一个最大的m‘即可。

    由于m'很大，考虑可以二进制分解一下：

    如果(m'=2^{p_{t}}+2^{p_{t-1}}+2^{p_{t-2}}…+2^{p_{1}})，那么(conn(s_2,m'))可以看成(conn(s_2,2^{p_i}) (iin [1,t]))拼接而成。

    此时相当于把原问题的一部分的规模缩小到了(log_{m'})级别。

    然后考虑如何得到(conn(s_2,2^i) （iin [0,log_2m']）)，

    可以先假设(s_1)可以重复无限次，则只需考虑一个循环即可。

    那么令(f[i,j])表示从(s_1[i])开始到能够构成(conn(s_2,2^i))还至少需要多少个字符。

    所以存在转移：

    [f[i,j]=f[i,j-1]+f[(i+f[i,j-1])\%|s_1|,j-1] ]

    至于初值(f[i,0])可以考虑直接BF做。

    当把f值全部求出来之后，则只需要考虑枚举起点，

    在字符数不超过(|s_1|*n_1)的前提下，把答案拼凑出来，并使其尽可能大即可。

    code：

    #include<cmath>
#include<string>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<iostream>
#include<algorithm>
#define RG register
#define IL inline
#define LL long long
#define DB double
using namespace std;

const int N=303;

char s1[N],s2[N];
LL ans,f[N][N];
int n1,n2,len1,len2;


int main()
{
   	while(cin>>s2>>n2>>s1>>n1) {
		// why can not use "scanf(...)" ,,
		RG int i,j,fl;
		memset(f,0,sizeof(f));
		len1=strlen(s1),len2=strlen(s2);
		for(i=0,fl=0;i<len1&&!fl;++i) {
			RG int pos=i;
			for(j=0;j<len2&&!fl;++j) {
				RG int cnt=0;
				while(s1[pos]!=s2[j]) {
					pos=(pos+1)%len1;
					if(++cnt>=len1) {fl=1;break;}
				}
				pos=(pos+1)%len1,f[i][0]+=cnt+1;
			}
		}
		if(fl) {puts("0");continue;}
		for(i=1;i<=30;++i)
			for(j=0;j<len1;++j) f[j][i]=f[j][i-1]+f[(j+f[j][i-1])%len1][i-1];
		for(i=0,ans=0;i<len1;++i) {
			RG LL pos=i,k=0;
			for(j=30;j>=0;--j)
				if(pos+f[pos%len1][j]<=n1*len1)
					pos+=f[pos%len1][j],k+=1<<j;
			ans=max(ans,k);
		}
		printf("%lld
",ans/(LL)n2);
	}
    return 0;
}

    0x58 数据结构优化DP

    c.[√] Cleaning Shifts

    题目传送

    sol:

    事实上直接跑最短路或许是最轻松的做法了。

    但是数据结构优化DP也是没有问题的。

    令(f[x])表示覆盖([L,x])所需要的最小代价，那么存在转移：

    [f[b_i]=min_{a_i-1≤x＜b_i}{f[x]}+c_i ]

    可以发现需要维护区间最值和支持单点修改，一颗([L-1,R])线段树即可。

    code:

    #include<cmath>
#include<string>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define RG register
#define IL inline
#define LL long long
#define DB double
#define lson p<<1
#define rson p<<1|1
using namespace std;

IL int gi() {
   RG int x=0,w=0; char ch=getchar();
   while (ch<'0'||ch>'9') {if (ch=='-') w=1;ch=getchar();}
   while (ch>='0'&&ch<='9') x=x*10+(ch^48),ch=getchar();
   return w?-x:x;
}

const int N=1e5+3;
const int M=1e6+1;

int n,P,Q,f[M],Min[M<<2];

struct cows{int a,b,c;}s[N];
IL bool cmp(cows x, cows y) {return x.b<y.b;}

IL void pushup(int p) {Min[p]=min(Min[lson],Min[rson]);}

void build(int p,int l,int r) {
	if(l==r) {Min[p]=f[l];return;}
	RG int mid=l+r>>1;
	build(lson,l,mid),build(rson,mid+1,r);
	pushup(p);
}

void modify(int p,int l,int r,int pos) {
	if(l==r) {Min[p]=min(Min[p],f[pos]);return;}
	RG int mid=l+r>>1;
	if(pos<=mid) modify(lson,l,mid,pos);
	else modify(rson,mid+1,r,pos);
	pushup(p);
}

int query(int p,int l,int r,int L,int R) {
	if(L<=l&&R>=r) return Min[p];
	RG int mid=l+r>>1,ans=0x3f3f3f3f;
	if(L<=mid) ans=min(ans,query(lson,l,mid,L,R));
	if(R>mid) ans=min(ans,query(rson,mid+1,r,L,R));
	return ans;
}

int main()
{
	RG int i;
	n=gi(),P=gi()+1,Q=gi()+1;
	for(i=1;i<=n;++i)
		s[i].a=gi()+1,s[i].b=gi()+1,s[i].c=gi();
	sort(s+1,s+n+1,cmp);
	memset(f,0x3f,sizeof(f));
	f[P-1]=0; build(1,P-1,Q);
	for(i=1;i<=n;++i) {
		if(P>s[i].b||s[i].a>Q) continue;
		f[s[i].b]=query(1,P-1,Q,max(s[i].a,P)-1,min(s[i].b,Q))+s[i].c;
		if(s[i].b<=Q) modify(1,P-1,Q,s[i].b);
	}
	RG int ans=0x3f3f3f3f;
	for(i=1;i<=n;++i)
		if(s[i].b>=Q) ans=min(ans,f[s[i].b]);
	printf("%d
",ans==0x3f3f3f3f?-1:ans);
    return 0;
}

    d.[√] The Battle of Chibi

    题目传送

    sol:

    容易考虑到令(f[i,j])表示以(A[j])为结尾的，长度为i的严格递增子序列的数量。

    那么转移应该为：

    [f[i,j]=sum_{k<j&&A_k<A_j}f[i-1,k] ]

    复杂度(O(n^3))，考虑优化。

    可以发现可以成为决策的k都在j之前可以考虑得到，只需要快速求出满足(A_k<A_j)的即可。

    考虑可以建立一个权值树状数组，实际上即下标为它的A[]值大小的数组。

    每次对于j，只需查询比(A[j])小的那些和即可，得到结果之后在把(f[i-1,j])插入数组即可。

    由于A[]的范围较大，离散化即可。

    code:

    #include<cmath>
#include<string>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<iostream>
#include<algorithm>
#define RG register
#define IL inline
#define LL long long
#define DB double
#define lowbit(x) x&-x
using namespace std;

const int N=1003;
const int mod=1e9+7;

int n,m,a[N],b[N],c[N];
int ans,f[N][N],bit[N];

IL void add(int x,int v) {for(;x<=n;x+=lowbit(x)) bit[x]=(bit[x]+v)%mod;}
IL int query(int x) {RG int ans=0;for(;x;x-=lowbit(x)) ans=(ans+bit[x])%mod;return ans;}

int main()
{
   	RG int T,G,i,j;
	for(G=1,cin>>T;G<=T;++G) {
		cin>>n>>m; 
		for(i=1;i<=n;++i) cin>>a[i],b[i]=a[i];
		sort(b+1,b+n+1);
		for(i=1;i<=n;++i) a[i]=lower_bound(b+1,b+n+1,a[i])-b+1;
		memset(f,0,sizeof(f));
		a[0]=1,f[0][0]=1;
		for(i=1;i<=m;++i) {
			memset(bit,0,sizeof(bit));
			add(a[0],f[i-1][0]);
			for(j=1;j<=n;++j) f[i][j]=query(a[j]-1),add(a[j],f[i-1][j]);
		}
		for(i=1,ans=0;i<=n;++i) ans=(ans+f[m][i])%mod;
		printf("Case #%d: %d
",G,ans);
	}
    return 0;
}

    0x59 单调队列优化DP

    d.[√] Fence

    题目传送

    sol:

    首先可以按照(s_i)从小到大排序，保证可以进行顺序DP。

    然后考虑设(f[i,j])表示前i个工匠，粉刷到了第j块（可以有空缺的不刷）的最大收益。

    那么：

    [f[i,j]=f[i-1,j] i工匠不刷\ f[i,j]=f[i,j-1] j墙不刷\ f[i,j]=max_{j-L_i≤k<s_i}{f[i-1,k]+p_i*(j-k)} ]

    再把第三个式子转化一下：

    [f[i,j]=p_i*j+max_{j-L_i≤k<s_i}{f[i-1,k]-p_i*k} ]

    可以发现需要维护的max中只涉及k，并且有可能成为决策的k存在范围限制，那么考虑用单掉队列维护最值。

    既可以：先掐头，然后求值，然后去尾，最后插值即可；

    也可以：现一次性把所有可能的决策插入，然后只需掐头和取值即可。

    code:

    #include<cmath>
#include<string>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define RG register
#define IL inline
#define LL long long
#define DB double
using namespace std;

IL int gi() {
   RG int x=0,w=0; char ch=getchar();
   while (ch<'0'||ch>'9') {if (ch=='-') w=1;ch=getchar();}
   while (ch>='0'&&ch<='9') x=x*10+(ch^48),ch=getchar();
   return w?-x:x;
}

const int N=2e4+1;
const int M=103;

int n,m,q[N],f[M][N];

struct woker{int L,p,s;}wk[M];
IL bool cmp(woker A, woker B) {return A.s<B.s;}

IL int calc(int i,int k) {return f[i-1][k]-wk[i].p*k;}

int main()
{
   	RG int i,j;
	n=gi(),m=gi();
	for(i=1;i<=m;++i) wk[i].L=gi(),wk[i].p=gi(),wk[i].s=gi();
	sort(wk+1,wk+m+1,cmp);
	for(i=1;i<=m;++i) {
		RG int h=1,t=0;
		/*for(j=max(wk[i].s-wk[i].L,0);j<wk[i].s;++j) {
			while(h<=t&&calc(i,q[t])<=calc(i,j)) --t;
			q[++t]=j;
			}*/
		q[++t]=0;
		for(j=1;j<=n;++j) {
			f[i][j]=max(f[i-1][j],f[i][j-1]);
			if(wk[i].s<=j) {
				while(h<=t&&q[h]<j-wk[i].L) ++h;
				if(h<=t) f[i][j]=max(f[i][j],calc(i,q[h])+wk[i].p*j);
			}
			if(j<wk[i].s&&j>=max(wk[i].s-wk[i].L,0)) {
				while(h<=t&&calc(i,q[t])<=calc(i,j)) --t;
				q[++t]=j;
			}
		}
	}
	printf("%d
",f[m][n]);
	return 0;
}

    f.[√] Cut the Sequence

    题目传送

    sol：

    容易考虑到令(f[i])表示前i个数分成若干段的最小答案，那么存在转移：

    [f[i]={min}_{0≤j<i并且sum_{k=j+1}^ia[k]≤m}{f[j]+max_{j+1≤k<i}{a[k]}} ]

    发现这个DP不好一眼看出优化，，那么一步一步来：

    先从优化(max_{j+1≤k<i}{a[k]})入手，

    考虑对于一个i，从大到小考虑每一个决策j，

    可以发现集合中每次只会多出一个新的a值，如果之前的最值大于这个新加入的值，那么上式的值不变。

    利用这一点，可以直接用一个变量维护(max)值，可以使原问题复杂度降为(O(n^2))。

    考虑继续优化，

    可以注意到f[]是非严格递增的，那么结合上面可以知道，在(max_{j+1≤k<i}{a[k]})一定的情况下，使j尽量小肯定优。

    那么进而可以发现，一个决策j可能成为最优决策，

    ① 要么(a[j]=max_{j≤k<i}{a[k]})，因为否则就有(max_{j≤k<i}{a[k]}=max_{j+1≤k<i}{a[k]})，

    即存在(f[i-1]+max_{j≤k<i}{a[k]}≤f[i]+max_{j+1≤k<i}{a[k]})显然j不优。

    可以用一个单调队列维护所有可能的最优决策，但由于决策的结果并不具备单调性，所以用(multiset)映射一下每一个决策的结果即可。

    ② 要么j是满足(sum_{k=j+1}^i≤m)最小的j，可以通过处理出每一个这样的位置，用合法的队首进行一次转移即可。

    代码实现需要认真考虑，很巧妙的，

    事实上结合代码可以发现，利用单调队列把这个问题分成了一段一段的，对问题进行了极大地优化。

    code:

    #include<set>
#include<cmath>
#include<string>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#define RG register
#define IL inline
#define LL long long
#define DB double
using namespace std;

const int N=1e5+3;

LL m,f[N],sum[N];
int n,h,t,p,a[N],b[N],q[N];

multiset<LL> s;

int main()
{
	RG int i;
   	scanf("%d%lld",&n,&m);
	for(i=1;i<=n;++i) {
		scanf("%d",&a[i]),sum[i]=sum[i-1]+a[i];
		if(a[i]>m) return puts("-1"),0;
	}
	h=1,t=0,p=1;
	for(i=1;i<=n;++i) {
		while(sum[i]-sum[p-1]>m) ++p;//最小的符合上面②的位置
		while(h<=t&&a[i]>=a[q[t]]) {
			if(h<t) s.erase(a[q[t]]+f[q[t-1]]);
			--t;
		}
		q[++t]=i;
		if(h<t) s.insert(a[i]+f[q[t-1]]);
		while(h<=t&&q[h]<p) {
			if(h<t) s.erase(a[q[h+1]]+f[q[h]]);
			++h;
		}
		f[i]=f[p-1]+a[q[h]];//先直接进行一次转移
		if(h<t) f[i]=min(f[i],*s.begin());
	}
	printf("%lld
",f[n]);
    return 0;
}
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  • 原文地址：https://www.cnblogs.com/Bhllx/p/10996519.html
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