首页 > 其他分享 >基础dp

基础dp

时间：2023-03-19 18:34:52浏览次数：51  
标签：include int 基础 add now 节点 dp

珂爱的dp们

区间dp

在 \(dp\) 的状态设计中，设计以区间为状态的 \(dp\)
或以区间为阶段进行的 \(dp\)即为区间 \(dp\) ,一般有最值问题和计数问题，一般方程为

\[f[l][r][...]=\min (f[l][k][...],f[k+1][r][...])+cost(l,r),(l \le k \le r) \]

或

\[f[l][r][...]=\min (f[l+1][r][...],f[l][r-1][...])+cost(l,r),(l \le k \le r) \]

一般来说，最值问题多适用第一种，计数多适用第二种，同时，由于区间dp的特殊性，有时要用记忆化搜索来实现

P1880

板子题，但思想很重要，先考虑模拟题意，从小的范围开始。

例如 \(1,7,3,4\)，我们可以先将\(7,3\)合并变为 \(1,10,4\),分析一下，发现 \(1,7,3,4\) 和 \(1,10,4\) 都可以看成一种互不干扰局面，进一步的可以发现 \(1,7,3,4\) 到 \(1,10,4\) 实际构成一种关系，\(1,7,3,4\) 能单向推到 \(1,10,4\) 且最值可能从 \(1,10,4\) 中得到，这正好是 \(dp\) 的关系,考虑 \(dp\),还有非常重要的一点，一步操作后 \(10\) 就是 \(3,7\) 得到的，即 \(10\) 代表了 \(3,7\)

发现一步本质上将两个区间合并成了一个区间，与第一类模型相符，套用第一个

以最小值为例

\[f[i][j]=\min\left\{f[i][k]+f[k+1][j]\right\}+cost(i,j)(l \le k \le r) \]

其中 \(f[i][j]\) 为 \(i,j\) 区间合并成一个石子的最小代价，最后一定是由两个子区间合并而成，不妨枚举两个区间的分界点计算最小值。\(cost(i,j)\) 为将两个区间合并时的费用，考虑一个区间合并成一堆的石子数一定为区间中所有石子数之和，考虑前缀和,令 \(sum[i]\) 为 \(1\) 到 \(i\) 的所有石子数之和

\[cost(i,j)=sum[r]-sum[l-1] \]

别忘了初始化，长度为 \(1\) 的区间为0

题中为一条环，可以考虑套路，将序列复制一次接在后面。

丑图奉上

一开始的序列

之后的序列

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<queue>
#include<string>
#include<cstring>
#include<vector>
#include<cmath>
using namespace std;
int n;
int a[2001],sum[3003];
int f1[2001][2001],f2[2001][2001];//f1为最大值,f2为最小值
int main()
{
	cin>>n;
	for(int i=1;i<=n;i++)
	{
		cin>>a[i];
		a[n+i]=a[i];//复制一倍
	}
	for(int i=1;i<=n+n;i++)
	{
		sum[i]=sum[i-1]+a[i];//前缀和
	}
	memset(f2,0x3f,sizeof(f2));//求最小值要初始化为极大值
	for(int i=1;i<=n+n;i++)
	{
		f1[i][i]=f2[i][i]=0;//初始化为0
	}
	for(int i=2;i<=n;i++)//枚举区间长度
	{
		for(int l=1,r=l+i-1;l<=n+n&&r<=n+n;l++,r=l+i-1)//枚举区间左右段点
		{
			for(int k=l;k<r;k++)//枚举断点
			{
				f1[l][r]=max(f1[l][r],f1[l][k]+f1[k+1][r]+sum[r]-sum[l-1]);
				f2[l][r]=min(f2[l][r],f2[l][k]+f2[k+1][r]+sum[r]-sum[l-1]);
			}
		}
	}
	int maxn=0,minn=0x3f3f3f3f;
	for(int i=1;i<=n;i++)//寻找答案
	{
		maxn=max(maxn,f1[i][i+n-1]);
		minn=min(minn,f2[i][i+n-1]);
	}
	cout<<minn<<endl<<maxn;
	return 0;
}

CF149D

经典的括号染色方案数题，基本上就是区间 \(dp\) 了

先记住一个思想，方案数 \(dp\) 就是将一个大问题转化为若干个
互不冲突的小问题，即一个大状态转化为若干个
互不冲突的小状态，分别计算再合并

这要求我们的状态具有可划分性

题中有对一对匹配的括号染色有限制，则可以一次决策为将一对匹配的括号染色，其内部的为另一个子问题，又因为有颜色的限制，可以将颜色加入状态，设 \(f[i][j][x][y]\) 为区间 \([l,r]\) 两端颜色分别为\(x,y\)的方案数（\(0\) 为不染色，\(1\) 为蓝色，\(2\) 为红色）

对于

\[() \]

\[f[i][j][0][1]=f[i][j][0][2]=f[i][j][1][0]=f[i][j][2][0]=1 \]

相邻两个括号颜色不能相同，且为匹配的括号，必须有一个染色

对于

\[(....) \]

\[f[i][j][0][1] +=f[i+1][j-1][p][q](p,q\in0,1,2\ q\neq1) \]

\[f[i][j][0][2]+=f[i+1][j-1][p][q](p,q\in0,1,2\ q\neq2) \]

\[f[i][j][1][0]+=f[i+1][j-1][p][q](p,q\in0,1,2\ p\neq1) \]

\[f[i][j][2][0]+=f[i+1][j-1][p][q](p,q\in0,1,2\ p\neq2) \]

对于

\[(....)....(....) \]

设最左的左括号配对的右括号为 \(match[i]\)

\[f[i][j][l][r]+=f[i][match[i]][l][p]*f[match[i]+1][j][q][r](l,r,p,q\in0,1,2\ p\neq q) \]

这个 \(dp\) 初始化为一对括号，且转移方式是按括号划分的，用循环很难写，可以考虑记忆化搜索

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<queue>
#include<string>
#include<cstring>
#include<vector>
#include<cmath>
using namespace std;
string s;
long long mod=1e9+7;
long long f[701][701][3][3],vis[701][701];
int check[701];//每个左括号对应匹配的右括号
int sta[701],top,n;
long long  ans;
void dfs(int l,int r)
{
	if(vis[l][r]) return ;//记忆化
	vis[l][r]=1;
	if(r==l+1)
	{
		f[l][r][1][0]=f[l][r][0][1]=f[l][r][2][0]=f[l][r][0][2]=1;//情况1
//		cout<<f[l][r][1][2];
	}
	else if(r==check[l])//情况2
	{
		dfs(l+1,r-1);
		for(int i=0;i<=2;i++)
		{
			for(int j=0;j<=2;j++)
			{
				if(i!=1) f[l][r][1][0]=((f[l][r][1][0]+f[l+1][r-1][i][j])%mod+mod)%mod;
				if(j!=1) f[l][r][0][1]=((f[l][r][0][1]+f[l+1][r-1][i][j])%mod+mod)%mod;
				if(i!=2) f[l][r][2][0]=((f[l][r][2][0]+f[l+1][r-1][i][j])%mod+mod)%mod;
				if(j!=2) f[l][r][0][2]=((f[l][r][0][2]+f[l+1][r-1][i][j])%mod+mod)%mod;
			}
		}
	}
	else//情况3
	{
		dfs(l,check[l]);dfs(check[l]+1,r);
		for(int i=0;i<=2;i++)
		{
			for(int j=0;j<=2;j++)
			{
				for(int k=0;k<=2;k++)
				{
					for(int p=0;p<=2;p++)
					{
						if((j==1&&k==1)||(j==2&&k==2)) continue;
						f[l][r][i][p]=((f[l][r][i][p]+(f[l][check[l]][i][j]*f[check[l]+1][r][k][p])%mod)%mod+mod)%mod; 
					}
				}
			}
		}
	}
}
int main()
{
	cin>>s;
	for(int i=0;i<s.size();i++)
	{
		if(s[i]=='(') sta[++top]=i+1;
		else check[sta[top]]=i+1,top--;//用栈进行括号匹配
	}
	dfs(1,s.size());
	for(int i=0;i<=2;i++)
	{
		for(int j=0;j<=2;j++)
		{
			ans=(((ans+f[1][s.size()][i][j])%mod+mod)%mod);//统计答案
		}
	}
	cout<<ans;
//	printf("%.2f\n",ans);
	return 0;
}

P7914

括号匹配问题，考虑区间 \(dp\)

题目给的限制很多，一个个分析

1.\(()\)为合法的，所以要有表示\(()\)的状态

2.\((S)\)为合法的，相当于\(S\)加\(()\),所以要有表示\(S\)的和能表示\((...)\)的

3.\(AB\)为合法的，直接拼

4.\(ASB\)为合法的，较为复杂，可由\(AS\)与\(B\)合并或\(A\)与\(SB\)合并

5.\((A)\)，\((SA)\)，\((AS)\)都可拼出不在考虑

  1. 考虑\(AS\)和\(SB\)如何拼出，\(AS\)可以是\(A\)和\(S\)，\(SB\)同理

综合一下

记\(dp_{l,r,op}\) 为 \(l\) 到 \(r\) 区间且类型为 \(op\) 合法的方案数，下文统一记作 \(dp_{op}\)

  1. \(dp_{1}\) 形如 *** ,全都是点

  2. \(dp_{2}\) 形如 (***), 左右为匹配的括号

  3. \(dp_{3}\) 形如 (***)*** ,左边为括号右边是点

  4. \(dp_{4}\) 形如 ***(***),左边为点右边是括号

  5. \(dp_{5}\) 形如 (*** )***(***）,左边为括号右边也是括号(\(2\)状态也属于\(5\)状态）

方程（在可以成立的情况下）

\(dp_{l,r,1}=dp_{l,r-1,1}\)

\(dp_{l,r,2}=dp_{l+1,r-1,1}+dp_{l+1,r-1,5}+dp_{l+1,r-1,3}+dp_{l+1,r-1,4}\)

\(dp_{l,r,3}=\sum\limits_{k=l}^{r-1} dp_{l,k,5}\ast dp_{k+1,r,1}\)

\(dp_{l,r,4}=\sum\limits_{k=l}^{r-1} dp_{l,k,1}\ast dp_{k+1,r,5}\)

\(dp_{l,r,5}=\left(\sum\limits_{k=l}^{r-1} \left(dp_{l,k,4}+dp_{l,k,5}\right)\ast dp_{k+1,r,2}\right) +dp_{l,r,2}\)

情况 \(2\) 在长度为 \(2\) 的区间有特判

代码

#include<iostream>
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<queue>
#include<string>
#include<cstring>
#include<vector>
#include<cmath>
using namespace std;
long long n,k,mod=1e9+7;
string s;
long long dp[505][505][6];
bool comp1(int l,int r)
{
    if((s[l]=='('||s[l]=='?')&&(s[r]==')'||s[r]=='?')) return true;//左右能否都为括号
    return false;
}
bool comp2(int l,int r)
{
    if((s[l]=='*'||s[l]=='?')&&(s[r]=='*'||s[r]=='?')) return true;//左右能否都为点
    return false;
}
int main()
{
	cin>>n>>k;
    cin>>s;
    s='#'+s;
    for(int i=1;i<=n;i++)
    {
        if(s[i]=='*'||s[i]=='?') dp[i][i][1]=1;
    }
    for(int len=2;len<=n;len++)
    {
        for(int l=1,r=l+len-1;l<=n&&r<=n;l++,r=l+len-1)
        {
            if(len<=k&&comp2(l,r)) dp[l][r][1]=dp[l][r-1][1];
            if(len==2&&comp1(l,r)) dp[l][r][2]=1;
            if(len>=3)
            {
                if(comp1(l,r)) dp[l][r][2]=(dp[l+1][r-1][1]+dp[l+1][r-1][5]+dp[l+1][r-1][3]+dp[l+1][r-1][4])%mod;
                for(int k=l;k<r;k++)
                {
                   dp[l][r][3]=(dp[l][r][3]+dp[l][k][5]*dp[k+1][r][1])%mod;
                   dp[l][r][4]=(dp[l][r][4]+dp[l][k][1]*dp[k+1][r][5])%mod;
                   dp[l][r][5]=(dp[l][r][5]+dp[l][k][2]*(dp[k+1][r][4]+dp[k+1][r][5])%mod)%mod;
                }
            }
            dp[l][r][5]=(dp[l][r][5]+dp[l][r][2])%mod;
        }
    }
    cout<<dp[1][n][5];
	return 0;
}

状压dp

有时 \(dp\) 时,需要枚举一个状态子集，并以状态子集进行推导，这种以子集作为一个状态的称为状压dp,一般每个元素有几种状态就是几进制状压，常见的有二进制状压，即以每个元素选了或没选为状态

常见二进制用法

枚举子集

// 降序遍历 m 的子集
for (int s = m;; s = (s - 1) & m) {
  // s 是 m 的一个子集
  if (s == 0) break;
}

该操作的时间复杂度为 \(O(3^n)\)

取出二进制表示下的第k位

（n>>k）&1

取出二进制表示下的第0到k-1位

n&((1<<k)-1)

对二进制表示下的第k位取反

n^(1<<k)

对二进制表示下的第k位赋1

n|(1<<k)

对二进制表示下的第k位赋0

n&(!(1<<k))

P2704

棋盘上给你一些限制，求满足限制的最大摆放数，是状压dp的经典题型

基本套路是按行从上到下转移

定义 \(dp[i][S1][S2]\) 为到第 \(i\) 行且该行棋子摆放状态集合为 \(S1\) 行且上一行棋子摆放状态集合为 \(S2\) 时的从第一行到这行的最大摆放数。

考虑上一行填什么，且要保证上一行和当前行不冲突

\[f[i][j][k]=\max\left(f[i][j][k],f[i-1][k][l]+num_j\right) \]

考虑有不能放的点，一般思路是将不能放的点表示成一个二进制数，每次判状态是否符合条件

有一个优化，因为一行不能有距离少于两个格，可以预处理出每一行状态

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<string>
#include<cstring>
#include<queue>
#include<vector>
#include<cmath>
using namespace std;
int n,m;
int lim[201],num,s[2010],army[2010],f[505][505][505],maxn;
void pre()
{
	for(int i=0;i<(1<<m);i++)
	{
		if((i&(i<<1))||(i&((i<<1)<<1))) continue;
		int k=0;
		for(int j=0;j<m;j++)
		{
			if((i&(1<<j)))
			{
				k++;
			}
		}
		num++;s[num]=i;army[num]=k;
	}
}
int main()
{
	cin>>n>>m;
	for(int i=1;i<=n;i++)
	{
		char c;
		for(int j=m-1;j>=0;j--)
		{
			cin>>c;
			if(c=='H')  lim[i]|=(1<<j);
		}
	}
	pre();
	if(n==1)
	{
		for(int i=1;i<=num;i++)
		{
			if((s[i]&lim[1])) continue;
			f[1][i][1]=army[i];
		}
	}
	for(int j=1;j<=num;j++)
	{
		for(int k=1;k<=num;k++)
		{
			if((s[j]&s[k])||(s[j]&lim[2])||(s[k]&lim[1])) continue;
			f[2][j][k]=army[j]+army[k];
		}
	}
	for(int i=3;i<=n;i++)
	{
		for(int j=1;j<=num;j++)
		{
			for(int k=1;k<=num;k++)
			{
				if((s[j]&s[k])||(s[j]&lim[i])||((s[k]&lim[i-1]))) continue;
				for(int l=1;l<=num;l++)
				{
					if((s[j]&s[l])||(s[k]&s[l])||(s[l]&lim[i-2])) continue;
					f[i][j][k]=max(f[i][j][k],f[i-1][k][l]+army[j]);
				}
			}
		}
	}
	for(int j=1;j<=num;j++)
	{
		for(int k=1;k<=num;k++)
		{
			if((s[j]&s[k])||(s[j]&lim[n])||(s[k]&lim[n-1])) continue;
			maxn=max(maxn,f[n][j][k]);
		}
	}
	cout<<maxn;
	return 0;
}

P2150

首先，和谐的方案只是不互质，自然考虑质数

发现当一种方案是和谐的，只有两个集合的质因子集合互不相交，即 \(A|B=0\)

不妨考虑每个数，他可以放 \(A\) 或 \(B\) 或不放,且限制只与质因子有关。

自然想到 \(dp\) ,令 \(dp[i][A][B]\)为到第 \(i\) 个数，第一个集合为 \(A\) 且第二个集合为 \(B\)的方案数，记 \(x\) 为第 \(i\) 个数的质因子集合，则有

\[f[i][A|x][B]+=f[i-1][A][B](B \& x ==0) \]

\[f[i][A][B|x]+=f[i-1][A][B](A \& x ==0) \]

\[f[i][A][B]+=f[i-1][A][B] \]

又发现 \(i\) 只与 \(i-1\) 有关，可以用滚动数组优化

但是 \(500\) 中有 \(95\) 个质数，直接状压是不行的，考虑 \(23\ast 23>500\) 即 \(500\) 中至多有一个大于 \(23\) 的质因数，可以单独拿出来。

具体来说，我们可以将所有最大质因数相同的放到一起，这些数只能放 \(A\) 或放 \(B\),除了最大质因数之外质因数只可能小于 \(23\),就和第一种相同了

对于所有最大质因数相同的，开两个辅助数组 \(f1\) 和 \(f2\),一个表示不放 \(B\) 中的方案,一个表示不放 \(A\) 的方案

\[f1[A|x][B]+=f1[A][B](B \& x ==0) \]

\[f2[A][B|x]+=f2[A][B](A \& x ==0) \]

还要合并到原方程中，即总方案要加上只放 \(A\) 的,只放 \(B\)的，一个不放的，又知道 \(f1\), \(f2\) 中都考虑了不选的需要减去一次，即

\[f[A][B]=f1[A][B]+f2[A][B]-f[A][B] \]

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<string>
#include<cstring>
#include<queue>
#include<vector>
using namespace std;
struct node{
	int maxp,psum;
}a[60010];
int n,p;
int prime[10]={2,3,5,7,11,13,17,19};
int vis[50],ans;
int f[500][500],f1[500][500],f2[500][500];
bool cmp(node x,node y)
{
	return x.maxp>y.maxp;
}
void get_prime(int x,int now)
{
	int ans=0;
	for(int i=0;i<8;i++)
	{
		if(x%prime[i]==0)
		{
			ans|=(1<<i);
			while(x%prime[i]==0) x/=prime[i];
		}
	}
	if(x>1) a[now].maxp=x;
	else a[now].maxp=-1;
	a[now].psum=ans;
}
int main()
{
//	freopen("txt.txt","r",stdin);
//	freopen("txt.out","w",stdout); 
    cin>>n>>p;
	for(int i=2;i<=n;i++) get_prime(i,i-1);
	sort(a+1,a+n,cmp);
	f[0][0]=1;
	int i=1;
	for(;a[i].maxp!=-1;i++)
	{
		if(a[i].maxp!=a[i-1].maxp)
		{
			memcpy(f1,f,sizeof(f1));
			memcpy(f2,f,sizeof(f2));
		}
		for(int j=(1<<8)-1;j>=0;j--)
		{
			for(int k=(1<<8)-1;k>=0;k--)
			{
				if((k&a[i].psum)==0) f1[j|a[i].psum][k]=(f1[j|a[i].psum][k]+f1[j][k])%p;
				if((j&a[i].psum)==0) f2[j][k|a[i].psum]=(f2[j][k|a[i].psum]+f2[j][k])%p;
			}
		}
		if(a[i].maxp!=a[i+1].maxp)
		{
			for(int j=(1<<8)-1;j>=0;j--)
     		{
		    	for(int k=(1<<8)-1;k>=0;k--)
		    	{
		    		f[j][k]=((f1[j][k]+f2[j][k]-f[j][k])%p+p)%p;
		    	}
	    	}
	 	}
	}
	for(;i<n;i++)
	{
		for(int j=(1<<8)-1;j>=0;j--)
		{
			for(int k=(1<<8)-1;k>=0;k--)
			{
                if((k&a[i].psum)==0) f[j|a[i].psum][k]=(f[j|a[i].psum][k]+f[j][k])%p;
				if((j&a[i].psum)==0) f[j][k|a[i].psum]=(f[j][k|a[i].psum]+f[j][k])%p;
			}
		}
	}
	for(int j=(1<<8)-1;j>=0;j--)
	{
		for(int k=(1<<8)-1;k>=0;k--)
		{
			ans=(ans+f[j][k])%p;
		}
	}
	cout<<ans%p;
//	fclose(stdin);fclose(stdout);
	return 0;
}

P2157

正确的思路

首先发现 \(b_i\) 很小，考虑状压，其次要算贡献必须知道前面的人，状态中必须有前面的人是谁，且定住当前打饭的人，他前七个人之前的一定都打完了

粗略的方程为\(f[i][S][j]\) 为前 \(i-1\) 个人都打完了，上一个打饭的是 \(j\), \(i\) 和后面 \(7\) 个的打饭状态为 \(S\) 的最小时间，又考虑 \(j\) 只能是前 \(8\) 个到后 \(7\) 个,所以j 只用取 \(-8\) 到 \(7\)

考虑若 \(i\) 已经打完饭，则可以从 \(i\) 转移到 \(i+1\)，有\(f[i+1][j>>1][k]=\min(f[i+1][j>>1][k],f[i][j][k-1])\)

若没有，考虑枚举 \(i\) 到 \(i+7\) ,看谁先打饭

设 \(i+l\)先打饭，则有 \(f[i][j|(1<<l)][l]=\min(f[i][j|(1<<l)][l],f[i][j][k]+a[i+k]\ \text{xor} \ a[i+l]\)

初始化有一种很简便的方法，令 \(f[1][0][-1]\) 为 \(0\) ，其余为 \(inf\),转移是判断 \(i+k\)是否大于零，不是的话说明是第一个打饭的不用费用。

最后会收敛到\(n+1\),结果从 \(f[n+1][0][k]\) 找即可

#include <bits/stdc++.h>
#define LL long long
using namespace std;
int c,n;
int t[10010],b[10010],f[1051][1024][20];
int main()
{
	cin>>c;
	for(int i=1;i<=c;i++)
	{
		memset(f,0x3f,sizeof(f));
		memset(t,0,sizeof(t));
		memset(b,0,sizeof(b));
		f[1][0][6]=0;
		cin>>n;
		for(int i=1;i<=n;i++)
		{
			cin>>t[i]>>b[i];
		}
		for(int i=1;i<=n;i++)
		{
			for(int j=0;j<(1<<8);j++)
			{
				for(int k=-8;k<=7;k++)
				{
					if(f[i][j][k+8]!=0x3f3f3f3f)
					{
			    		if((j&1))
			      		{
			    			f[i+1][j>>1][k+7]=min(f[i+1][j>>1][k+7],f[i][j][k+8]);
			    		}
			    		else 
						{
			    	        int lim=1e9;
			    	        for(int l=0;l<=7;l++)
				        	{
				             	if(((j>>l)&1)==0)
				            	{
				            		int now=i+l;
				            		if(now>lim) break;
				             		lim=min(lim,now+b[now]);
					        		f[i][j|(1<<l)][l+8]=min(f[i][j|(1<<l)][l+8],f[i][j][k+8]+(i+k>0?t[i+k]^t[i+l]:0));
					        	}
			    	    	}
			    	    }
				    }
				}
			}
		}
		int ans=0x3f3f3f3f;
		for(int k=-8;k<=0;k++)
		{
			ans=min(ans,f[n+1][0][k+8]);
		}
		cout<<ans<<endl;
	}
	return 0;
}

树形dp

当 \(dp\) 位于树上或依赖于父子关系的 \(dp\) 称为树形 \(dp\)

P1352

考虑某个节点来不来只会影响孩子节点，故考虑树形 \(dp\)，每个点有两种情况，故令 \(dp[i][0/1]\) 为 \(i\) 节点来或不来是以 \(i\) 为子树的最大值

有

\[f[i][1]=f[i][1]+f[v][0] \]

\[f[i][0]=f[i][0]+max(f[v][1],f[v][0]) \]

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<cstring>
#include<string>
#include<queue>
#include<vector>
#include<cmath>
using namespace std;
struct edge{
	int to,next;
}e[6400100];
int head[200100],cnt;
int n,rt;
int a[800100],in[800100];
long long f[800100][2];
void add(int u,int v)
{
	e[++cnt]={v,head[u]};
	head[u]=cnt; 
}
void dfs(int now,int fath)
{
	f[now][1]=a[now];
	for(int i=head[now];i;i=e[i].next)
	{
		int v=e[i].to;
		if(v==fath) continue;
		dfs(v,now);
		f[now][1]+=f[v][0];
		f[now][0]+=max(f[v][1],f[v][0]);
	}
}
int main()
{
//	freopen("dance.in","r",stdin);
//	freopen("dance.out","w",stdout);
    cin>>n;
    for(int i=1;i<=n;i++) cin>>a[i];
    for(int i=1;i<n;i++)
    {
		int l,k;
		cin>>l>>k;
		in[l]++;
		add(l,k);add(k,l);
	}
	for(int i=1;i<=n;i++) if(in[i]==0) rt=i;
	dfs(rt,0);
	cout<<max(f[rt][0],f[rt][1]);
	fclose(stdin);
	fclose(stdout); 
	return 0;
}

P2585

如果树已建出，则类似与上面的，令 \(f[i][0/1/2]\) 为 \(i\) 节点染绿或红或蓝的方案，最小值同理，有

\[f[now][0]+=max(f[l][1]+f[r][2],f[l][2]+f[r][1]) \]

\[f[now][1]+=max(f[l][0]+f[r][2],f[l][2]+f[r][0]) \]

\[f[now][2]+=max(f[l][0]+f[r][1],f[l][1]+f[r][0]) \]

若只有一个儿子，只加一个就可以了

考虑怎么建树

发现建树是递归定义的，我们不妨也递归的建树

有

int init(int now)
{
	id++;int pre=id;
	if(s[now]=='1')
	{
		int k=init(now+1);
		add(k,pre);add(pre,k); 
	}
	if(s[now]=='2')
	{
		int k=init(now+1);
		add(k,pre);add(pre,k);;
		k=init(id);
		add(k,pre);add(pre,k);
	}
	return pre;
}

完整代码

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<string>
#include<cstring>
#include<queue>
#include<vector>
#include<cmath>
using namespace std;
struct edge{
	int to,next;
}e[6400100];
int head[900100],cnt;
void add(int u,int v)
{
//	cout<<u<<" "<<v<<endl; 
	e[++cnt]={v,head[u]};
	head[u]=cnt;
} 
string s;
int id;
int f[900100][3],g[900100][3];
int init(int now)
{
	id++;int pre=id;
	if(s[now]=='1')
	{
		int k=init(now+1);
//		cout<<k<<" "<<pre<<endl;
		add(k,pre);add(pre,k); 
	}
	if(s[now]=='2')
	{
		int k=init(now+1);
		add(k,pre);add(pre,k);
//		cout<<k<<" "<<pre<<endl;
		k=init(id);
		add(k,pre);add(pre,k);
//		cout<<k<<" "<<pre<<endl;
	}
	return pre;
}
void dfs(int now,int fath)
{
	f[now][0]=1;f[now][1]=f[now][2]=0;
	g[now][0]=1;g[now][1]=g[now][2]=0;
	int cnt=0,l,r;
	for(int i=head[now];i;i=e[i].next)
	{
		int v=e[i].to;
		if(v==fath) continue;
//		cout<<v<<now<<" ";
		dfs(v,now);
		cnt++;
		if(cnt==1) l=v;
		if(cnt==2) r=v;
	}
	if(cnt==1)
	{
		f[now][0]+=max(f[l][1],f[l][2]);
		f[now][1]+=max(f[l][0],f[l][2]);
		f[now][2]+=max(f[l][0],f[l][1]);
		g[now][0]+=min(g[l][1],g[l][2]);
		g[now][1]+=min(g[l][0],g[l][2]);
		g[now][2]+=min(g[l][0],g[l][1]);
	}
	if(cnt==2)
	{
		f[now][0]+=max(f[l][1]+f[r][2],f[l][2]+f[r][1]);
		f[now][1]+=max(f[l][0]+f[r][2],f[l][2]+f[r][0]);
		f[now][2]+=max(f[l][0]+f[r][1],f[l][1]+f[r][0]);
		g[now][0]+=min(g[l][1]+g[r][2],g[l][2]+g[r][1]);
		g[now][1]+=min(g[l][0]+g[r][2],g[l][2]+g[r][0]);
		g[now][2]+=min(g[l][0]+g[r][1],g[l][1]+g[r][0]);
	}
}
int main()
{
	cin>>s;
	init(0);
	dfs(1,0);
	cout<<max(f[1][0],max(f[1][1],f[1][2]))<<" "<<min(g[1][0],min(g[1][1],g[1][2]));
	return 0;
}
换根dp

一般是要求每个节点的结果，且每个节点都不一样

P3478

先考虑只 \(dp\) 一个节点的深度和，显然是裸的树形 \(dp\) ,则令 \(f[u]\) 为以 \(u\) 为根节点的深度和，有

\[f[u]=\sum f[v]+dep(u) \]

现在考虑换根 \(dp\) 基本套路如下

1.只对根节点进行 \(dp​\) 求出根节点的值（子得父）

2.再从根节点往下扫，用父节点去推出子节点（父推子）

3.一般的父推子，都应现将父亲中该子节点之下的信息减去，该子节点之下的信息再用剩余的信息更新

以这题为例，考虑已知父节点，如何推出子节点

如上子节点的子树对答案的贡献已经统计，未统计的只有父节点以上的答案

在考虑父节点以上在父节点中已经存在，用父亲的值减去子树的值就是父节点以上的答案，但实际上少每个节点一深度需要加回去，则有

\[f[v]=f[v]+(f[u]-f[v]-siz[v])+(n-siz[v])=f[u]+(n-2\ast siz[v]) \]


#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<queue>
#include<vector>
using namespace std;
struct edge{
	int to,next;
}e[8000100];
int head[4001000],cnt;
long long k,n,maxn,f[1001000],depth[1001000],size[1001000];
void add(int u,int v)
{
	e[++cnt]={v,head[u]};
	head[u]=cnt;
}
void dfs(int now,int fath)
{
	depth[now]=depth[fath]+1;
	f[1]+=depth[now]-1;
	size[now]=1;
	for(int i=head[now];i;i=e[i].next)
	{
		int v=e[i].to;
		if(v!=fath) dfs(v,now),size[now]+=size[v];
		
	}
}
void dfs1(int now,int fath)
{
	for(int i=head[now];i;i=e[i].next)
	{
		int v=e[i].to;
		if(v!=fath)
		{
			f[v]=f[now]-size[v]+n-size[v];
			if(f[v]>maxn) maxn=f[v],k=v;
			dfs1(v,now);
		}
	}
}
int main()
{
	cin>>n;
	for(int i=1;i<n;i++)
	{
		int u,v;
		cin>>u>>v;
		add(u,v);add(v,u);
	}
	dfs(1,0);maxn=f[1];k=1;dfs1(1,0);
	cout<<k;
	return 0;
}

P3047

套路的思考一下

先求根节点的值，发现 \(k\) 只有 \(20\) ,自然考虑直接用第二位暴力统计

令 \(f[u][j]\) 为以 \(u\) 为根的子树之内的且与 \(u\) 距离为 \(j\) 的权值和

\[f[u][j]+=f[v][j-1] \]

其中 \(f[i][0]=c[i]\)

考虑换根,由父节点推子节点

令 \(g[u][j]\) 为与 \(u\) 距离为 \(j\) 的权值和，有

\[g[u][j]=f[u][j]+g[fa(u)][j-1]-f[u][j-2] \]

记得在 \(j=1\) 时有特判

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<string>
#include<cstring>
#include<queue>
#include<vector>
#include<cmath>
using namespace std;
struct edge{
	int to,next;
}e[6400100];
int head[200100],cnt;
int n,k;
int f[200100][50],g[200100][50];
void add(int u,int v)
{
	e[++cnt]={v,head[u]};
	head[u]=cnt;
}
void dfs1(int now,int fath)
{
	for(int i=head[now];i;i=e[i].next)
	{
		int v=e[i].to;
		if(v==fath) continue;
		dfs1(v,now);
		for(int j=1;j<=20;j++) f[now][j]+=f[v][j-1];
	} 
}
void dfs2(int now,int fath)
{
	if(now==1)
    {
        for(int i=0;i<=20;i++) g[now][i]=f[now][i];
    }	for(int i=head[now];i;i=e[i].next)
	{
		int v=e[i].to;
		if(v==fath) continue;
        for(int j=1;j<=20;j++)
        {
            if(j==1) g[v][j]=f[v][j]+g[now][j-1];
            else g[v][j]=f[v][j]+g[now][j-1]-f[v][j-2];
        }
		dfs2(v,now); 
	}
}
int main()
{
	cin>>n>>k;
	for(int i=1;i<n;i++)
	{
		int u,v;
		cin>>u>>v;
		add(u,v);add(v,u);
	}
	for(int i=1;i<=n;i++) cin>>f[i][0],g[i][0]=f[i][0];
	dfs1(1,0);dfs2(1,0);
	for(int i=1;i<=n;i++)
	{
		int sum=0;
        for(int j=0;j<=k;j++)
        {
            sum+=g[i][j];
        }
        cout<<sum<<endl;
	}
	return 0;
}

数位dp

一位大佬的笔记，详细的解释了数位dp

待施工项

期望dp

基环树dp
虚树dp
长链剖分优化dp

单调队列优化dp

数据结构优化dp

决策单调性优化dp

斜率优化dp

\(\text{Link}\)

wqs二分优化dp

矩阵加速dp+动态dp

插头dp

dp套dp

标签：include,int,基础,add,now,节点,dp
From： https://www.cnblogs.com/L-fire/p/17233884.html

相关文章

  • acwing算法基础课整理
    acwing算法基础课整理模板基础算法排序快速排序#include<iostream>usingnamespacestd;constintN=1e6+10;intq[N];intn;voidquick_sort(intq[],in......
  • 最小生成树及相关基础应用
    算法kruskal，这是我春季赛前突击的一个算法，当时我貌似并查集都不怎么会，还是现学的...先说一下这个基础算法的思路吧，先把所有边按照边权排序，把每棵树当作一棵子树，如果他们在......
  • Linux基础命令
    关机  shutdown     poweroff重启  reboot          syncsu  pwd:查看当前工作目录的路径su:用来切换用户身份ls:-a查看......
  • Linux基础命令
    关机  shutdown     poweroff重启  reboot          syncsu  pwd:查看当前工作目录的路径su:用来切换用户身份ls:-a查看......
  • WP | XCTF上两道Web方向基础题
    一、unserialize31、进入靶场环境界面如下： 是一段Java代码 2、题目unserialize给出提示这题的方向是反序列化关于序列化的概念：序列化(Serialization)是将对象的......
  • Linux的基础命令
    inux常用命令有：pwd命令使用pwd命令找出您所在的当前工作目录（文件夹）的路径。该命令将返回一个绝对（完整）路径，该路径基本上是所有以/开头的目录的路径。绝对路径的一个......
  • 第五天（SpringBoot基础第二篇）
    一、关于starterstater参赛人、发令员SpringBoot中的starter只是把我们某一模块，比如web开发时所需要的所有JAR包打包好给我们而已。不过它的厉害之处在于，能自动把......
  • 基础科普-机械键盘
    机械键盘最影响手感的几点主流轴体MX轴青轴敲击感，声大黑轴，也叫游戏轴敲击快，声小，触发灵敏红轴轻巧安静茶轴......
  • Java基础字符串练习
    ​定义一个方法，把int数组中的数据按照指定的格式拼接成一个字符串返回，调用该方法，并在控制台输出结果。要求：1、如果传递的参数为空，返回null2、如果传递的数组元素个数为0......
  • 基础科普-硬盘：机械固态移动u盘
    硬盘科普：机械固态移动u盘【初识】固态硬盘、机械硬盘、移动硬盘、U盘各有什么优缺点？固态硬盘(SSD)主要优点读取速度快、性能高、发热小、噪音低，高性能的背后带来了缺点......

赞助商

阅读排行

网站主页关于我们联系我们网站地图

本网站内容转载自其他媒体，侵权联系[admin##ips99.com]。

Copyright © 2020-2023 IPS99 版权所有 IPS99