标签:星空 题解 len 差分 序列 操作 define dis
首先序列A中存在若干个0与若干个1(假定0代表灯亮,1代表灯灭),目标是通过若干次操作使得序列所有元素均为0
每次操作可以从给定的m种长度中选择一种,将序列中任意一段长度为选定长度的子序列取反,求最有情况下至少需要多少次操作
考虑分治问题,首先根据数据范围,若在每次操作是均以O(len)复杂度对序列取反必然超时,也就是说首先需要优化取反操作
类似于T1入阵曲,区间取反也是对范围信息的查询(操作),考虑对于范围信息进行维护的两种预处理手段:前缀和与差分,
发现利用差分我们可以在O(1)复杂度对区间进行取反,那么问题主体就由原序列转移到差分序列。
长度为n的序列中,存在不超过2k个1,求使得序列所有元素均为0的最小操作次数。问题元素很少,在解决完区间取反问题后
就要考虑每次操作的效果,很显然每次操作我们可以选取区间上一定距离的两点进行取反。考虑为了是的操作次数最少,每次只需
对两个位置为1,0或1,1进行操作(因为对0,0进行操作无意义),若1,1进行操作则二者均消失,若1,0进行操作则二者互换
位置,发现问题进一步转化,在可供选择的距离下,如何经过最小操作次数使得所有1相互移动最终消失,因为只有有限种距离可
供选择,故我们发现任意两个1消失所需最小距离是一定的,通过bfs可以预处理得到。
最终问题呈现形式为,存在不超过2k个物品,已知任意2个物品消失代价,如何选择使得所有物品消失总代价最小,很显然可以
通过状压DP解决。
最终考虑一下几个问题:
首先差分序列所有为0如何保证原序列全为0而非全为1(其实可以模拟,但思考原理更重要)。考虑差分序列对于本题的意义,其
代表原序列的不同性,一个被我们忽视的重要潜条件为:在进行差分时我们默认0号灯亮!这意味着从0号灯后若差分序列为1则代表
灯灭。此时在默认0号灯亮与差分意义的双重制约下保证操作完成时原序列为0;其实也可以考虑为在保证最优情况下,由于主观参与会
保证只对1进行操作,但是貌似并不严谨。
第二考虑时间复杂度优化问题,也是常见的最优化问题的等效手段。在最后进行DP是我们显然可以k^2枚举所有情况取min,然而
时间复杂度并不保险,考虑问题仅需求出最终最优结果,我们并不需要保证每个状态的最优性,因此我们只需要使得问题不断向最终结果
拓展即可。另一种理解为,在状态转移时发现有很多冗余情况,为了优化复杂度,我们在枚举时进枚举当前状态对以后第一个造成影响的
状态转移即可,可以发现能枚举到所有情况,详见代码(注意理解应用最优化问题优化部分的代码):
1 #include<bits/stdc++.h> //注意差分序列范围为1-n+1或0-n,分别对应不同的修改方式 2 using namespace std; //为了便于DP采取0-n,修改方式为l-1,r 3 #define P pair //sta作用为虚拟建图以及还原节点 4 #define Q queue 5 #define I int 6 #define LL long long 7 #define B bool 8 #define C char 9 #define RE register 10 #define L inline 11 I n,k,m,cnt,len[64]; 12 LL dis[16][40005],DP[1<<16]; 13 B state[40005]; 14 P<I,I> sta[16]; 15 Q<I>q; 16 L I read(){RE I x(0);RE C z(getchar());while(!isdigit(z))z=getchar();while(isdigit(z))x=x*10+(z^48),z=getchar();return x;} 17 signed main(){ 18 n = read(); k = read(); m = read(); 19 for(RE I i(1);i <= k; ++ i) state[read()] = 1; 20 for(RE I i(0);i <= n; ++ i) if(state[i] ^ state[i + 1]) sta[cnt] = make_pair(cnt,i),cnt++; 21 for(RE I i(0);i < m; ++ i) len[i] = read(); 22 for(RE I i(0);i < cnt; ++ i){ 23 I fir(sta[i].first),sec(sta[i].second); 24 for(RE I j(0);j <= n; ++ j) dis[fir][j] = INT_MAX; 25 q.push(sec); dis[fir][sec] = 0; 26 while(!q.empty()){ 27 I x(q.front()); q.pop(); 28 for(RE I i(0);i < m; ++ i){ 29 if(x - len[i] >= 0 && dis[fir][x - len[i]] > dis[fir][x] + 1) 30 dis[fir][x - len[i]] = dis[fir][x] + 1,q.push(x - len[i]); 31 if(x + len[i] <= n && dis[fir][x + len[i]] > dis[fir][x] + 1) 32 dis[fir][x + len[i]] = dis[fir][x] + 1,q.push(x + len[i]); 33 } 34 } 35 } 36 memset(DP,0x3f,sizeof(DP)); DP[0] = 0; 37 for(RE I i(0),x(0);i < 1 << cnt; ++ i,x = 0){ 38 while(i & 1 << x) x++; 39 for(RE I j(x + 1);j < cnt; ++ j) 40 if(!(i & 1 << j)) DP[i|1<<x|1<<j] = min(DP[i|1<<x|1<<j],DP[i] + dis[x][sta[j].second]); 41 } 42 printf("%lld",DP[(1<<cnt)-1]); 43 }View Code
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