P1973 [NOI2011] NOI 嘉年华

思路:

先将时间进行离散化,设总时间为 \(cnt\),然后考虑求出 \(W(l,r)\),即在时间段 \([l,r]\) 内的所有节目,可以 \(n^2\) 前缀和,也可以 \(n^3\) 暴力。

然后定义 \(f_{i,j}\) 表示前 \(i\) 个时间,一号场地有 \(j\) 个节目时,二号场地最多的节目数量,则状态转移方程为:

\[f_{i,j} = \max\limits_{k=0}^{i-1} \max(f_{k,j} + W(k,i),f_{k,j-W(k,i)}) \]

那么可以得到:

\[ans_0 = \max\limits_{i=0}^n \min(i,f_{cnt,i}) \]

则第一个问的时间复杂度为 \(O(N^3)\)

然后再看第二个问,需要定义 \(g_{i,j}\) 表示 \(i \sim cnt\) 的时间段,一号场地有 \(j\) 个节目时,二号场地最多的节目数量,则状态转移方程类似:

\[g_{i,j} = \max\limits_{k=i+1}^{cnt} \max(g_{k,j} + W(i,k),g_{k,j-W(i,k)}) \]

然后再定义 \(dp_{l,r}\) 表示若强制选 \([l,r]\) 的全部节目的局部最优解,则可以枚举左边和右边一号场有多少个进行转移:

\[dp_{l,r} = \max\limits_{i=0}^n \max\limits_{j=0}^n \min(i+W(l,r)+j,f_{l,i} + g_{r,j}) \]

那么此时若强制选 \([l,r]\) 的答案,是 \(dp_{l,r}\) 吗?答案很明显,不是。

因为 \(f_{l-1,i}\)\(g_{r+1,j}\) 只保证了 \(1 \sim l-1,r+1 \sim j\) 的局部最优,即可能会有一些活动的一端在 \([l,r]\) 内,但是另一端不在 \([l,r]\) 内,此时选这些节目可能会更优。

于是我们需要枚举一个 \([L,R]\),使得 \([L,R]\) 包含 \([l,r]\),故 \([l,r]\) 强制选的答案为:

\[\max_{L=1}^l \max_{R=r}^{cnt} dp_{L,R} \]

故只要我们求出 \(dp\),就可以 \(O(N^3)\) 的得到答案。

但是计算 \(dp\) 的时间复杂度为 \(O(N^4)\),且常数较大,需要优化卡常大师应该能冲过去

注意到 \(f_{l,i}\)\(g_{r,j}\) 是会随着 \(i/j\) 的增大而不增的。

此时若 \(i\) 不动,则对于 \(j\) 来说, \(i+W(l,r)+j\) 是单增的,\(f_{l,i} + g_{r,j}\) 是单降的,故 \(H(y)=\min(i+W(l,r)+j,f_{l,i} + g_{r,j})\) 是一个单峰的函数,我们需要找到其最大值。

故我们可以对 \(j\) 进行走指针,从 \(yjn\) 开始,若 \(H(j-1)\ge H(j)\),就可以令 \(j \gets j - 1\)

这里需要证明一下在 \(i\) 增加时,\(j\) 的单峰函数只会向左平移,因为这样才可以走指针:

\(i\) 增加时,\(i+W(l,r)+j\) 也会增加。
而对于 \(f_{l,i}+g_{r,j}\) 不增。
故会峰点左移。

总时间复杂度是 \(O(N^3)\)

完整代码:

#include<bits/stdc++.h>
#define Add(x,y) (x+y>=mod)?(x+y-mod):(x+y)
#define lowbit(x) x&(-x)
#define pi pair<ll,ll>
#define pii pair<ll,pair<ll,ll>>
#define iip pair<pair<ll,ll>,ll>
#define ppii pair<pair<ll,ll>,pair<ll,ll>>
#define fi first
#define se second
#define full(l,r,x) for(auto it=l;it!=r;it++) (*it)=x
#define Full(a) memset(a,0,sizeof(a))
#define open(s1,s2) freopen(s1,"r",stdin),freopen(s2,"w",stdout);
using namespace std;
typedef double db;
typedef unsigned long long ull;
typedef long long ll;
bool Begin;
const int N=205,M=410,INF=1e9; 
inline ll read(){
 ll x=0,f=1;
 char c=getchar();
 while(c<'0'||c>'9'){
 if(c=='-')
 f=-1;
 c=getchar();
 }
 while(c>='0'&&c<='9'){
 x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48);
 c=getchar();
 }
 return x*f;
}
inline void write(ll x){
	if(x<0){
	putchar('-');
	x=-x;
	}
	if(x>9)
	 write(x/10);
	putchar(x%10+'0');
}
struct Seg{
	int l,r;
	int id;
}A[N];
int n,cnt,Max;
int ans[N],s[N],h[M];
int F[M][N],G[M][N],dp[M][M],W[M][M];
int get(int i,int j,int l,int r){
	return min(i+W[l][r]+j,F[l][i]+G[r][j]);
}
bool End;
int main(){
//	open("A.in","A.out");
	n=read();
	for(int i=1;i<=n;i++){
	A[i].l=read(),A[i].r=A[i].l+read();
	A[i].id=i;
	h[++cnt]=A[i].l;
	h[++cnt]=A[i].r;
	}
	sort(h+1,h+cnt+1);
	cnt=unique(h+1,h+cnt+1)-(h+1);
	for(int i=1;i<=n;i++){
	A[i].l=lower_bound(h+1,h+cnt+1,A[i].l)-h;
	A[i].r=lower_bound(h+1,h+cnt+1,A[i].r)-h;
	}
	for(int l=1;l<=cnt;l++)
	 for(int r=l;r<=cnt;r++)
	 for(int i=1;i<=n;i++)
	 if(l<=A[i].l&&A[i].r<=r)
	 W[l][r]++;
	for(int i=0;i<=cnt;i++)
	 for(int j=0;j<=n;j++)
	 F[i][j]=-INF;
	F[0][0]=0;
	for(int i=1;i<=cnt;i++)
	 for(int j=0;j<=n;j++)
	for(int k=0;k<i;k++)
	 F[i][j]=max({F[i][j],F[k][j]+W[k][i],(j>=W[k+1][i])?(F[k][j-W[k][i]]):(-INF)});
	for(int i=1;i<=cnt+1;i++)
	 for(int j=0;j<=n;j++)
	 G[i][j]=-INF;
	G[cnt+1][0]=0;
	for(int i=cnt;i>=1;i--)
	 for(int j=0;j<=n;j++)
	for(int k=i+1;k<=cnt+1;k++)
	 G[i][j]=max({G[i][j],G[k][j]+W[i][k],(j>=W[i+1][k])?(G[k][j-W[i][k]]):(-INF)});
	for(int l=1;l<=cnt;l++){
	 for(int r=l;r<=cnt;r++){
	 	for(int x=0,y=n;x<=n;x++){
	 	while(y&&get(x,y-1,l,r)>=get(x,y,l,r))
	 	 y--;
	 	dp[l][r]=max(dp[l][r],get(x,y,l,r));
	}
	}
	}
	for(int i=0;i<=n;i++)
	 ans[0]=max(ans[0],min(i,F[cnt][i]));
	for(int i=1;i<=n;i++)
	 for(int L=1;L<=A[i].l;L++)
	for(int R=A[i].r;R<=cnt;R++)
	 ans[i]=max(ans[i],dp[L][R]);
	for(int i=0;i<=n;i++){
	write(ans[i]);
	putchar('\n');
	}
	cerr<<'\n'<<abs(&Begin-&End)/1048576<<"MB";
	return 0;
}
作者:rgw2010原文地址:https://www.cnblogs.com/rgw2010/p/18331800

%s 个评论

要回复文章请先登录注册