脚本宝典收集整理的这篇文章主要介绍了DP水题乱作,脚本宝典觉得挺不错的,现在分享给大家,也给大家做个参考。
设 (f_{i,j}) 表示前 (i) 数选了 (j) 个区间。
不难得出转移方程 (f_{i,j}=max(f_{i-m,j-1}+sum[i]-sum[i-m-1]))。
其实前四道题都可以秒
因为 (c) 最大为 (10),我们考虑将时间按 (mod c) 分类,可以发现同一类的答案都是类似的。
我们对于每一个 (t in [0,c-1]),求一遍二维前缀和即可。
我们考虑将可以放一个骨牌的点打上标记,做二维前缀和,但还要考虑边界情况,把骨牌出界的情况减去即可。
首先我们肯定想状态,考虑前 (i) 个树分成了 (j) 段,就有一个初步状态 (f_{i,j}),但是我们还要用颜色来考虑分段数,所以还要记录一个颜色 (k),最终状态就是 (f_{i,j,k})。
我们分两种情况。
一个显然的背包。
少一个物品?我们先做一遍普通背包,然后把少的那个物品去掉不就好了?
最裸的暴力就是枚举换的课程,然后算答案,大概是 (O(n^3)) 的。
怎么办?
设 (f_{i,j,0/1}),表示前 (i) 个课换了 (j) 次,(0/1) 表示 (i) 是否换。
我们定义 (v_{1}=c_{i},v_{2}=d_{i},v_3=c_{i-1},v_4=d_{i-1})。
大家都知道期望长度等于概率乘上路径长度,那么就有:
只是难写,思路真的简单。
给定一个图,添加最少的边使得它的 bfs 序为 (1)~(n)。
啥也不会?我们试着 DP。
定义 (f_{i}) 表示 (1)~(i) 子图的答案。
我们可以初步得出一个转移方程:
(val(j,i)) 表示 ((j+1)) ~ (i) 中与 (1)~(j) 有边的节点数。
为什么呢?
附一张图:
如果我们什么都不加,肯定会先访问 5 号节点。
所以我们连一条 (3 to 5) 是不是可以了?
那为啥那么要有 (forall u in [i,n] 与 forall v in [1,j] 没有连边) 这个条件呢?
假设 (i=4,j=5)。
例如这种情况:
你会发现 4,5 如何连边都没有用。
你会发现你根本不需要连边。
大概就上面两种情况。
如果直接计算,这是 (O(n^3)) 的。
我们设 (s_{i,j}) 表示 (1)~(i) 和 (1)~(j) 有边的节点个数。
你可以在 (O(n^2)) 的时间内预处理出 (s)。
具体就是把 (i-1) 的 (s) copy 过来,然后把与 (i) 有边的 (j) 的 (s_{i,j}) 加上成 (1)。
然后 (val(i,j)=s_{i,i}-s_{i,j}+j-i)。
那么如何优化?
考虑 (s_{i,j}) 的预处理,其实就是在 (s_{i-1,j}) 的基础上改改,我们可以用主席树优化。
至于后面的 DP,打表可知它满足决策单调性,队列优化即可。
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