第一题 P7074 [CSP-J2020] 方格取数
做法【dp】
阶段
因为只能往左不能往右，所以我们可以以一列作为一个阶段。
又因为路线不能重复，所以在一列之中，只能一直向上或一直向下，所以我们分类讨论。
PS：妙啊，通过分类讨论来解决路径的后效性问题。
状态定义
\(dp_{i,j,t}\) 表示位于第 \(i\) 行 ，第 \(j\) 列，当 \(t\) \(=\) \(1\) 时,表示从上方来到当前格,当 \(t\) \(=\) \(0\) 时，表示从下方来到当前格，时得到的最大值。
状态转移方程
当 \(t = 1\) 时:
\(dp_{i,j,t} = \max (dp_{i,j-1,0},dp_{i,j-1,1},dp_{i-1,j,1}) + a_{i,j}\)
当 \(t = 0\) 时:
\(dp_{i,j,t} = \max (dp_{i,j-1,0},dp_{i,j-1,1},dp_{i+1,j,0}) + a_{i,j}\)
初始化
因为起点在左上角，所以第一列只能自上往下走。
$dp_{i,1,1} = dp_{i-1,1,1} + a_{i,1} $
code
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
#include<cstring>
#define ll long long
using namespace std;
ll n,m;
ll a[1005][1005],v[1005][1005][2],f[1005][1005];
int main(){
scanf("%lld%lld",&n,&m);
for(ll i=1;i<=n;i++)
for(ll j=1;j<=m;j++) scanf("%lld",&a[i][j]);
memset(v,0xcf,sizeof(v));
for(int i=1;i<=n;i++) f[i][1]=f[i-1][1]+a[i][1];
for(int j=2;j<=m;j++){
for(int i=1;i<=n;i++) v[i][j][1]=max(f[i][j-1],v[i-1][j][1])+a[i][j];
for(int i=n;i>=1;i--) v[i][j][0]=max(f[i][j-1],v[i+1][j][0])+a[i][j];
for(int i=1;i<=n;i++) f[i][j]=max(v[i][j][0],v[i][j][1]);
}
cout<<f[n][m]<<endl;
return 0;
}
summary
这道题与普通的区间 \(DP\) 不同，不止可以往左，往下走，还可以往上走，这样就无法满足 \(DP\) 的无后效性。
为了解决这个问题，于是采用了分类讨论的方法。
因为只能往左，所以我们可以把每列分成一个阶段。因为路径不能重叠，所以对于每一列，只能一直向上或者一直向下。
于是我们在正常的区间 \(DP\) 上再加一维来记录向上 or 向下走。
\(2022.8.17\)
第二题 P5662 [CSP-J2019] 纪念品
思路分析
题目中说了，求在最后将所有纪念品卖掉后能拥有的最多金币数量。
那么我们就可以设 \(dp_{i}\) 表示在第 \(i\) 天把所有纪念品都卖掉后能拥有的最多金币的数量。
由于对于第 \(i-1\) 天，卖出纪念品和买入纪念品的价格相同，因此，我们可以在第 \(i-1\) 天先将手上所有的纪念品都卖掉。然后利用与次日相同纪念品的价格差挑选最佳纪念品从中赚取利润（是的，这就叫中间商赚差价）。即可求出第 \(i\) 天初始得到的最大金币（这里指的也是在第 \(i\) 天将所有纪念品卖掉后的，即\(dp_i\) ）。
那么他的状态转移方程就是：
\(dp_{i}=\max\){\(dp_{i-1}-在 i-1 天买纪念品的总花费+在第 i 天卖纪念品所得到的总收益\)}
还有变量无法表示出来，我们就将他加入状态转移方程中。（相信有聪明的小朋友已经看出来接下来就是标准的完全背包了）
\(dp_{i,j}\) 表示用第 \(i\) 天把所有纪念品都卖掉后能拥有的最多金币花费\(j\)元购买纪念品所能得到的最大价值。
花费的是第 \(i\) 天购买纪念品的价格，得到的价值为第 \(i+1\) 天卖出后得到的收益。
对于一个纪念品 \(k\) 。
\(dp[i][j]=\max(dp[i][j],dp[i][j-val[i][k]]+val[i+1][k])\)
第 \(i+1\) 天能得到的最多金币数为:
\(ans=max(ans,num-j+dp[i][j])\)
\(num\) 是第 \(i\) 天获得的最大金币数， \(ans\) 是第 \(i+1\) 天能得到的最多金币数。
写代码的过程中可以发现我们己经枚举了天数\(t\)，且在状态转移方程中 \(i\) 丝毫不动，因此可以将其省略。
code
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
#include<cstring>
using namespace std;
int T,n,m;
int dp[10005],val[105][1005];
int main(){
scanf("%d%d%d",&T,&n,&m);
for(int i=1;i<=T;i++)
for(int j=1;j<=n;j++) scanf("%d",&val[i][j]);
int ans=m;
for(int t=1;t<T;t++){
memset(dp,0xcf,sizeof(dp));
dp[0]=0;
for(int i=1;i<=n;i++){
for(int j=val[t][i];j<=ans;j++){
dp[j]=max(dp[j],dp[j-val[t][i]]+val[t+1][i]);
}
}
int num=ans;
for(int i=1;i<=num;i++) ans=max(ans,num-i+dp[i]);
}
cout<<ans<<endl;
return 0;
}
summary
通过这题，我们可以总结出，一题DP可以先将状态设为题目要求的东西，再列出状态转移方程。如果状态转移方程有些部分无法表示出来，就将他加入状态之中。
\(2022.8.18\)
第三题 P1018 [NOIP2000 提高组] 乘积最大
前言
事先声明！博主是不会写高精的屑。因此此题只拿到了开 \(LL\) 的 \(\color{orange}{60}\) 分。
但这并不妨碍我练 \(DP\)。
思路辨析
很容易想到，以前 \(i\) 个数的部分作为一个阶段变量。
有了具体的数量，又很自然的想到将钥匙的个数作为一个变量加进去，也就是 \(j\) 。
诶，好像能行，再看看。
综上，\(dp_{i,j}\) 表示的是前 \(i\) 个数用 \(j\) 个乘号隔开所能得到的最大乘积。
设想一下，当我们知道如上所述的信息时，要怎么通过它得到下一阶段的信息，或它是如何由其它阶段推来的呢?
显然第二种更好推。
已知钥匙的个数，枚举最后一个钥匙所在的位置（这里记为 \(r\) ），可以将前 \(i\) 个数分成两部分。
前半部分是前 \(r\) 个数用 \(j-1\) 个乘号断开所得到的乘积最大值，后半部分则是 \(N\) 个字符中第 \(r+1\) 个字符到第 \(i\) 个字符所组成的数，用两者之积来更新答案。
因此，状态转移方程为
\(dp_{i,j} = \max( dp_{r,j-1} * nu_{r+1,i} , dp_{i,j})\).
注：\(nu_{r+1,i}\)就是 \(N\) 个字符中第 \(r+1\) 个字符到第 \(i\) 个字符所组成的数。
code
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
#define ll long long
using namespace std;
ll n,k,a[45],nu[45][45],dp[45][10];
int main(){
scanf("%lld%lld",&n,&k);
for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%1d",&a[i]);//“%1d”每次只读一个数字
for(int i=1;i<=n;i++) nu[i][i]=a[i];
for(int i=1;i<=n;i++){
for(int j=i+1;j<=n;j++){
nu[i][j]=nu[i][j-1]*10+a[j];
}
}
//这一段是对nu的预处理
for(int i=1;i<=n;i++) dp[i][0]=nu[1][i];//初始化
for(ll i=1;i<=n;i++){
for(int j=1;j<min(i,k+1);j++){//i个数最多只能放i-1个乘号，所以和k+1取min
for(int r=1;r<i;r++){
dp[i][j]=max(dp[r][j-1]*nu[r+1][i],dp[i][j]);
}
}
}
cout<<dp[n][k]<<endl;
return 0;
}
summary
对状态的描述好像有进步！继续加油！
\(2022.12.27\)
第四题 P1586 四方定理
思路分析
对于一个数 \(i\) ,它可能由 \(j\) (\(1\le j \le 4\)) 个平方数组成。
我们不妨设 \(dp_{i,j}\) 为数 \(i\) 由 \(j\) 个平方数所组成的方案。
那么很容易想到 \(dp_{i,j} += dp_{i-k*k,j-1}\) \((k*k\le i)\)。即枚举所有小于 \(i\) 的平方数，加上包含其的方案数。
于是我们就能得到以下代码
dp[0][0]=1;
for(int i=1;i<=32768;i++){
for(int j=1;j<=4;j++){
for(int k=1;k*k<=i;k++){
dp[i][j]+=dp[i-rec[k]][j-1];
}
}
}
乍看似乎没什么问题。但输入 \(5\) 后会发现，标准答案是 \(1\) ,输出却是 \(2\)。
这是怎么回事呢？仔细研究后会发现。如果这么枚举的话，$5=2^2 + 1^2 $ 和 \(5 = 1^2+2^2\) 被当成两种方案被统计了两次。
此时，需要交换枚举顺序，令一种方案被其和数中的最高次方平方数累计。
简单来说，就是令 \(5\) 被 \(2^2\) 统计，而不是 \(1^2\) 。
于是乎得到以下代码。
dp[0][0]=1;
for(int i=1;i*i<=32768;i++){
for(int j=i*i;j<=32768;j++){
for(int k=1;k<=4;k++){
dp[j][k]+=dp[j-rec[i]][k-1];
}
}
}
至此，此题就可以 \(\color{green}{AC}\) 啦。
code
点击查看代码
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std;
int rec[32770],dp[32770][5];
int t,n;
int main(){
scanf("%d",&t);
for(int i=1;i*i<=32768;i++) rec[i]=i*i;
dp[0][0]=1;
for(int i=1;i*i<=32768;i++){
for(int j=i*i;j<=32768;j++){
for(int k=1;k<=4;k++){
dp[j][k]+=dp[j-rec[i]][k-1];
}
}
}
for(int i=1;i<=t;i++){
scanf("%d",&n);
int num=0;
for(int j=1;j<=4;j++) num+=dp[n][j];
cout<<num<<endl;
}
return 0;
}
summary
对于去重似乎打开了新世界的大门。
仔细回想，通过规定顺序来去重的方法已经不是第一次见了。
在深搜中我们经常通过增加变量 \(last\) 来固定枚举顺序以达到剪枝的作用。这里剪掉的，恰好就是重复的方案。
在质数筛中，线性筛法就是通过保证每个合数 \(i * p\) 只会被它最小质因子 \(p\) 筛一次，从而优化掉了被重复筛的合数。和此题是不是有着异曲同工之妙！
\(2023.1.2\)
第五题 P2426 删数
题目分析
由于对于题目所得的最优删法，与删除的顺序无关，因此我们可以默认从前往后删片段。
设 \(dp_i\) 表示删除前 \(i\) 个数所得到的最大价值。
对于第 \(i\) 个数，它可以选择独自删除 \(i\) 。状态转移方程为
$ dp_i $ \(=\) $ dp_{i-1}$ \(+\) \(a_i\) 。
亦可以选择与前面的数一起删掉。求此时与哪几个数一起删得最大值。
\(dp_i\) \(=\) $dp_{j-1} + $$abs (a_i-a_j)*(i-j+1)$ \((1\le j < i)\)
表示删除 \(j-i\) 段的数。
code
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std;
int n,a[105],dp[105];
int main(){
scanf("%d",&n);
for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&a[i]);
dp[1]=a[1];
for(int i=2;i<=n;i++){
for(int j=1;j<i;j++){
dp[i]=max(dp[i],dp[j-1]+abs(a[i]-a[j])*(i-j+1));
}
dp[i]=max(dp[i],dp[i-1]+a[i]);
}
cout<<dp[n]<<endl;
return 0;
}
summary
今天这题看似很简单，想明白却不容易。
本来一开始定义的是 \(dp_{i,j}\) 表示删除 \(i-j\) 段所获得的最大价值。
但接下来就遇到难点了，我们要如何枚举断点 \(k\) 。
如果只是将断点 \(k\) 看做将 \(i-j\) 字符分成两端所得到的最大价值，那可出大问题了。
对于一段字符，它的最优断法不一定是断成两段。
但是，若断点\(k\)表示其中有一段删除的是\(k-j\),而删除\(i-(k-1)\) 段所获得的最大价值为 \(dp_{i,k-1}\) 。这...状态转移方程不就又出来了。
至此，根本思路与题目分析已无差别。
因此，在思考问题时，一定要注意从问题本身出发，来找状态转移方程。
\(2023.1.2\)
第六道 P1005 [NOIP2007 提高组] 矩阵取数游戏
前言
今天依旧是不写高精的一天呢！（是的，这位作者又只拿了开 \(LL\) 的 \(\color{yellow}{60}\) 分）
思路描述
看到数据 \(n,m \le 80(30)\) 就知道数组可以任性开，心理有个底后，再来看题目。
状态描述
首先肯定要来一个 \(dp_{i,j}\) 来表示第 \(i\) 次时取第 \(j\) 行的数。
对于每一次放置，我们要考虑到的是之前每一次都取到什么,也就是现在的头和尾分别是哪两个数。
想明白这一点，就可以描述状态了。
\(dp_{i,j,k,t}\) 表示第 \(i\) 次时取第 \(j\) 行的数，对于第 \(j\) 行，它的行首被取了 \(k\) 个数，他的行尾被取了 \(t\) 个数。
由于 $t = i - k $ ，当 \(i，k\) 确定时，\(t\) 也一定唯一，因此可以省略。
状态转移方程
描述出状态了，状态转移方程还会远吗？
显然有
\(dp_{i,j,k} = \max(dp_{i-1,j,k-1}+val（i,j,k）,dp_{i-1,j,k}+val(i,j,m-(i-k)+1))\)。
\(val(x,y,z)\) 表示第 \(x\) 次时取位于第 \(y\) 行第 \(z\) 列的数所能获得的得分。
\(\max\) 中的两者分别对应了第 \(i\) 次时，在第 \(j\) 行取队首 \(or\) 队尾的情况。
code
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
#define ll long long
using namespace std;
int n,m;
ll a[85][85],dp[85][85][85];
int bas[31];
int main(){
scanf("%d%d",&n,&m);
bas[0]=1;
for(int i=1;i<=30;i++) bas[i]=bas[i-1]*2;
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=m;j++) scanf("%d",&a[i][j]);
for(int i=1;i<=m;i++){
for(int j=1;j<=n;j++){
dp[i][j][i]=dp[i-1][j][i-1]+a[j][i]*bas[i],dp[i][j][0]=dp[i-1][j][0]+a[j][m-i+1]*bas[i];//这两种情况比较特殊，所以单独列。
for(int k=1;k<i;k++){
dp[i][j][k]=max(dp[i-1][j][k-1]+a[j][k]*bas[i],dp[i-1][j][k]+a[j][m-(i-k)+1]*bas[i]);
}
}
}
ll ans=0;
for(int i=1;i<=n;i++){
ll max_num=0;
for(int j=0;j<=m;j++)
max_num=max(max_num,dp[m][i][j]);
ans+=max_num;
}
cout<<ans<<endl;
return 0;
}
ps：经过作者后续习惯性翻翻题解（发现原来区间DP也可以做），以及打输出时的共同启发，发现实际上我们只需要分别枚举对于每一行是的最优解，加起来就可以了。因此状态中表示行的那一维可以省略。然后就有了以下代码。
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
#define ll long long
using namespace std;
int n,m;
ll a[85][85],dp[85][85];
int bas[31];
int main(){
scanf("%d%d",&n,&m);
bas[0]=1;
for(int i=1;i<=30;i++) bas[i]=bas[i-1]*2;
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=m;j++) scanf("%d",&a[i][j]);
ll ans=0,max_num;
for(int j=1;j<=n;j++){
for(int i=1;i<=m;i++){
dp[i][i]=dp[i-1][i-1]+a[j][i]*bas[i],dp[i][0]=dp[i-1][0]+a[j][m-i+1]*bas[i];
for(int k=1;k<i;k++){
dp[i][k]=max(dp[i-1][k-1]+a[j][k]*bas[i],dp[i-1][k]+a[j][m-(i-k)+1]*bas[i]);
}
}
max_num=0;
for(int i=0;i<=m;i++) max_num=max(max_num,dp[m][i]);
ans+=max_num;
}
cout<<ans<<endl;
return 0;
}
事实上没太大区别，毕竟它的数据范围可以让我任性开（首尾呼应.jpg(确信)）。
summary
对于省略维数有了更深刻的理解。
-
可以用其他维度表示的可以省略。
-
可以通过分开解决时不需要整体来定义。
\(2023.1.12\)
第七、八道 P1352 没有上司的舞会+P1122 最大子树和（树形DP入门）
前言
今日偶然打开 \(oi-wiki\)，发现树形 \(DP\) 例题正好是之前在洛谷上鸽着的一道题。所以......
\(\color{red}{很高兴以这样的方式认识你，树形 DP !}\)
这例题造的太好了，简直是无痛入门（感动.jpg）
P1352 没有上司的舞会
思路剖析
状态定义
\(dp_i\) 表示的是以 \(i\) 为根节点的子树所获得的最大价值。
由于每个节点代表着一位人物，有来与不来两种状态，所以再加一维状态变量。
\(dp_{i,0}\) 表示以 \(i\) 为根节点的子树所能获得的最大价值，且这位人物没来。 \(dp_{i,1}\) 则对应来了的状态。
状态转移方程
现在有个周年庆宴会，宴会每邀请来一个职员都会增加一定的快乐指数 r_i。
但是呢，如果某个职员的直接上司来参加舞会了，那么这个职员就无论如何也不肯来参加舞会了。
根据题意描述，容易得出状态转移方程：
\(dp_{i,0} += max (dp_{j,0},dp_{j,1})\)
\(dp_{i,1} += dp_{j,0}\)
\(j\) 指的是 \(i\) 的子节点，且显然 \(dp_{i,1}\) 的初始值为 \(r_i\)。
code
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std;
int n,a[6005];
int head[6005],nex[6005],edge[6005],tot;
int vis[6005],dp[6005][2];
void dfs(int x){
dp[x][1]=a[x];
for(int i=head[x];i;i=nex[i]){
int y=edge[i];
dfs(y);
dp[x][1]+=dp[y][0];
dp[x][0]+=max(dp[y][0],dp[y][1]);
}
return;
}
int main(){
scanf("%d",&n);
for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&a[i]);
for(int i=1;i<n;i++){
int l,k;
scanf("%d%d",&l,&k);
nex[++tot]=head[k];
head[k]=tot;
edge[tot]=l;
vis[l]=1;
}
for(int i=1;i<=n;i++){
if(!vis[i]){
dfs(i);
cout<<max(dp[i][0],dp[i][1])<<endl;
return 0;
}
}
}
P1122 最大子树和
思路剖析
谁是根节点
由于这题是无向图（但由于以 \(n-1\) 条边相连接，所以本质与树并无太大区别），所以要讨论以谁作为根节点。
根节点之所以重要，是因为在递归过程中，我们已经默认根节点所代表的那束花已经被保留了，但根节点代表的花不一定在最优解的集合之中。
仔细模拟后，不难发现，对于以 \(i\) 为根节点的子树，\(dp_i\) 往下为最优解，而往上由于还未更新，因此相当于剪去 \(dp_i\) 与其根节点的枝桠。
进一步推理，无论通过哪个节点作为根节点，再递归的过程中，其实已经变相枚举了将其剪去的种种情况，所以，只需要在过程中取最优解即可。
状态定义+状态转移方程
这点比较好理解，所以合并在一起阐述。
\(dp_i\) 表示以 \(i\) 为根节点的子树所获得的最大美丽值。
显然有
\(dp_i+=max(dp_j,0)\)。
\(j\) 为子节点，当其所带来的价值为负数时，不如直接剪掉。
code
有几处雷点在注释中标记出来了（都是血泪教训啊QAQ）
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std;
int n,ans=-0x3f3f3f3f;//答案可能为负！要初始化为负无穷
int head[16005],nex[35005],edge[35005],tot;//由于是双向边，所以空间要开双倍
int dp[16005],vis[16005];
void dfs(int x){
vis[x]=1;//不要在循环内标记，否则标记不到根节点本身。
for(int i=head[x];i;i=nex[i]){
int y=edge[i];
if(vis[y]) continue;
dfs(y);
if(dp[y]<=0) continue;
dp[x]+=dp[y];
}
ans=max(ans,dp[x]);
return;
}
void add(int l,int k) {nex[++tot]=head[k],head[k]=tot,edge[tot]=l;}
int main(){
scanf("%d",&n);
for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&dp[i]);
for(int i=1;i<n;i++){
int l,k;
scanf("%d%d",&l,&k);
add(l,k);
add(k,l);
}
dfs(1);
cout<<ans<<endl;
return 0;
}
\(2023.1.18\)
第九题 P1387 最大正方形
题目分析
设 \(dp_{i,j}\) 表示以 \(i,j\) 为右下角的最大正方形的边长。
状态转移方程为:
\(dp_{i,j} = \min(dp_{i,j-1},dp_{i-1,j},dp_{i-1,j-1})+1\)
为什么取最大边长却要用 \(\min\) 来转移呢？
因为在三者中取最小，等于另外两者一定大于最小的值，不需要考虑另外两者比边长小的问题。且以最小的值 \(+1\) 为边长进行状态转移，一定会形成为以 \(i,j\) 为右下角的最大正方形，再大一点都不符合条件，不会形成正方形。
code
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std;
int n,m,dp[105][105],a[105][105],ans;
int main(){
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=m;j++) scanf("%d",&a[i][j]);
for(int i=1;i<=n;i++){
for(int j=1;j<=m;j++){
if(a[i][j]) dp[i][j]=min(dp[i-1][j],min(dp[i-1][j-1],dp[i][j-1]))+1;
ans=max(ans,dp[i][j]);
}
}
cout<<ans<<endl;
return 0;
}
\(2023.1.29\)
第十题 P3147 [USACO16OPEN]262144 P
题目分析
此题为区间 \(DP\) ,却与一般的 \(DP\) 题不同。能够看出是两个相邻区间合并，但是却不知道具体是哪两个区间。
因此，我们需要将区间加入状态描述中。左端点，区间长度，右端点三选二。这里选择左端点和区间长度。
设 \(dp_{i,j}\) 表示以 \(j\) 为左端点合成数字 \(i\) 的区间长度。当区间长度为 \(0\) 时，表示不存在这样的区间。
则可得到状态转移方程：
\(dp[i][j]=dp[i-1][j]+dp[i-1][j+dp[i-1][j]]\)
code
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std;
int n,dp[60][270000],ans;
int main(){
scanf("%d",&n);
int x;
for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&x),dp[x][i]=1;
for(int i=2;i<=58;i++){
for(int j=1;j<=n;j++){
if(!dp[i][j])
if(dp[i-1][j]&&dp[i-1][j+dp[i-1][j]])//判断两个区间是否存在
dp[i][j]=dp[i-1][j]+dp[i-1][j+dp[i-1][j]];
if(dp[i][j]) ans=max(ans,i);
}
}
cout<<ans<<endl;
return 0;
}
\(i\) 的最大值为 \(58\) 是因为 \(2^{18}=262144\) 且范围为 \(1\sim40\)。
所以 \(i\) 的最大值为 \(40+18=58\)。
summary
算是拓宽了在区间 \(dp\) 解法中的另一种常规思路吧。和 \(ST\) 算法有着异曲同工之妙，也算变相复习了 \(ST\) 算法了。
\(2023.1.29\)
标签：状态,纪念品,int,做题,DP,include,合集,dp From： https://www.cnblogs.com/lzyan-blog/p/17071592.html