17.10.13
- 上午
- 绝望地做BZOJ 1023
- Ztraveler选讲,更绝望。
- 下午
- BOZJ 1023 [SHOI2008]cactus仙人掌图
真的是神题,想了我好久,做了我好久,改了我好久,调了我好久……
(先吐槽一下:题目中的说的仙人图是什么?不是仙人掌图么。还有这个样例输入也是醉了)
由于是仙人掌图(很特殊),所以如果把图中的环都缩点后,则形成一棵树。先看看在树上的话:
一棵树中两点间的距离是唯一的,所以求出树的最长链就可以得出树的直径了。
考虑dp,这个简单的树上求最长链应该会吧。
显然一个以u为根的子树中的最长链为:以u为端点的最长和第二长链 相拼接。
令dp[u]表示在u所在的子树,以u为端点的最长链的长度,
那么在树形dp到u节点时,
枚举每个儿子,维护出已经枚举了的儿子所贡献的出的f[u],
那么对于当前枚举到的儿子所形成的最长链和f[u]相拼接,就可能会更新ans(还是代码更直观)
但是现在是仙人掌图诶,真的要Tarjan缩点使其成为一颗树么?
还是算了吧。
我想起曾经一次考试的有一道题,把仙人掌图不缩点却活生生的化成了一棵树,(当时是便于求lca)。
做法是这样的(这么做好像不必要,因为网上的题解都没这样做,但当时我是这么想的):
dfs找出每一个环,把环中的边删去,然后把dfs找到的环的起点向环中其它的点连边:
(给删去的边打个del标记,以后若是遇到了就不枚举它。)
(然后加一个belong[u]数组,表示u节点是属于第几个环,便于以后判断两个节点是否在同一个环)
这样就形成了一棵树,可以向上面的那个dp那样跑了么?
当然不行
对于u节点的不在同一个环的两个儿子,这么做dp求ans没问题
但在同一个环呢?这么求ans显然错了,
因为环上两点的距离可不一定是两个点分别到该环起点的dis相加
(当时卡了半天,还是去看了看别人的做法)
我们的dp数组定义任然不变,对于dp数组的求法也任然不变,
变的只是ans的求法:
对于环上的那么多点,怎样求出最长的链呢。
用单调队列。
把同一环上的点存在一个数组中,并把存的东西翻倍,形成二倍序列。
记环的长度为p,
对于枚举到的点,用单调队列维护它后面p/2个点,
使得(队首的节点的最长链+枚举到的点的最长链+队首的节点到枚举到的点在环上的最短距离)最小
然后该值就可以去尝试更新ans了。
然后就差不多了,只是感觉代码很恶心代码:
#include<queue> #include<cstdio> #include<cstring> #include<iostream> using namespace std; struct edge{ int to,next; }e[300005]; bool del[300005]; int head[50005],fg[50005],from[50005],dp[50005]; int belong[50005],tmp[50005],val[50005],who[50005]; int ent=2,n,m,lim,ans,cnt; void add(int u,int v){ e[ent]=(edge){v,head[u]}; head[u]=ent++; } void dfs_get_tree(int u){ fg[u]=1; for(int i=head[u];i;i=e[i].next) if(i<lim) { int v=e[i].to; if((i^from[u])==1) continue; if(fg[v]==1){ ++cnt; int x=u; del[i]=1; del[i^1]=1; do{ del[from[x]]=1; del[from[x]^1]=1; add(v,x); add(x,v); belong[x]=cnt; x=e[from[x]^1].to; }while(x!=v); } if(fg[v]==0) from[v]=i,dfs_get_tree(v); } fg[u]=2; } void circle_queue(int be,int en,int u,int fa){ int p=0; while(be!=en){ if(!del[be]&&e[be].to!=fa) tmp[++p]=e[be].to; be=e[be].next; } tmp[++p]=u; int len=p/2,l=1,r=0; if(p==1) return; for(int i=1;i<=p;i++) tmp[p+i]=tmp[i]; int k=1; for(int st=1;st<=p;st++){ while(k-st!=len){ ++k; while(r>=l&&val[r]<dp[tmp[k]]+k) r--; val[++r]=dp[tmp[k]]+k,who[r]=k; while(l<=r&&who[l]<=st) l++; } ans=max(ans,dp[tmp[st]]+dp[tmp[who[l]]]+who[l]-st); } for(int i=1;i<p;i++){ dp[u]=max(dp[u],dp[tmp[i]]+min(i,p-i)); } } void dp_get_ans(int u,int fa){ int last=head[u]; for(int i=head[u];i;i=e[i].next) if(!del[i]){ int v=e[i].to; if(v==fa) continue; dp_get_ans(v,u); if(!belong[v]||belong[v]!=belong[e[last].to]){ circle_queue(last,i,u,fa); last=i; } } circle_queue(last,0,u,fa); } int main(){ scanf("%d%d",&n,&m); for(int i=1,k,a,b;i<=m;i++){ scanf("%d%d",&k,&a); for(int j=2;j<=k;j++) scanf("%d",&b),add(a,b),add(b,a),a=b; } lim=ent; dfs_get_tree(1); dp_get_ans(1,0); printf("%d",ans); return 0; }
- BOZJ 1023 [SHOI2008]cactus仙人掌图
- 晚上
- BZOJ 1024 [SCOI2009]生日快乐
-
n很小,直接dfs搜索
dfs(x,y,d)表示x*y的蛋糕分为d分。
为保证每个人分得的大小一样,在向下搜索时要按比例分割代码:
#include<cstdio> #include<cstring> #include<iostream> using namespace std; double dfs(double x,double y,int k){ double ans=1e9; if(k==1){ if(x<y) swap(x,y); return x/y; } double mx=x/k,my=y/k; for(int i=1;i<=k/2;i++){ ans=min(ans,max(dfs(mx*i,y,i),dfs(x-mx*i,y,k-i))); ans=min(ans,max(dfs(x,my*i,i),dfs(x,y-my*i,k-i))); } return ans; } int main(){ double x,y; int k; scanf("%lf%lf%d",&x,&y,&k); printf("%.6lf",dfs(x,y,k)); return 0; }
- BZOJ 1025 [SCOI2009]游戏
-
1.问题转化:
可以发现,对于一种n个位置之间的对应关系,就要生成n个排列(不算初始排列)
那么有多种相互独立的对应关系时,生成的排列就是各个对应关系生成的排列数的最小公倍数
比如:
a b c d f
a->b b->c c->a 为一种3个位置之间的对应关系,生成3个
d->f f->d 为一种2个位置之间的对应关系,生成2个
那么总的排列数为LCM(3,2)=6;
接下来问题转化为求一些数的和为n时的LCM的种类
2.dp解决:
用质数去dp,因为质数之间的组合不会产生重复的LCM
令dp[i][j]表示用前i种质数,那些数的和为n
先是继承上一层的答案,
即dp[i][j]=dp[i-1][j]
然后枚举当前要用的数为prime[i]^k,
即dp[i][j]+=dp[i-1][j-prime[i]^k]
最后枚举第二维j,把dp值加起来,表示那些数加起来和为j时的LCM的种类。代码:
#include<cstdio> #include<cstring> #include<iostream> #define ll long long using namespace std; bool np[1005]; int prime[1005],cnt,n; ll dp[1005][1005],ans; void get_prime(){ for(int i=2;i<=1000;i++){ if(!np[i]) prime[++cnt]=i; for(int j=1;j<=cnt&&prime[j]<=1000/i;j++){ np[prime[j]*i]=1; if(i%prime[j]==0) break; } } } int main(){ scanf("%d",&n); get_prime(); dp[0][0]=1; for(int i=1;i<=cnt;i++){ for(int j=0;j<=n;j++) dp[i][j]=dp[i-1][j]; for(int j=prime[i];j<=n;j*=prime[i]) for(int k=j;k<=n;k++) dp[i][k]+=dp[i-1][k-j]; } for(int j=0;j<=n;j++) ans+=dp[cnt][j]; printf("%lld",ans); return 0; }
- BZOJ 1026 [SCOI2009]windy数
-
这是一个裸的数位DP!
代码:
#include<cstdio> #include<cstring> #include<iostream> #define ll long long using namespace std; int num[15],cnt; ll dp[15][15]; ll a,b; int abs(int x){ return x>0?x:-x; } ll dfs(int p,int last,bool zero,bool up){ if(p==0) return !zero; if(!up&&!zero&&dp[p][last]!=-1) return dp[p][last]; int r=9; ll ret=0; if(up) r=num[p]; for(int i=0;i<=r;i++)if(abs(i-last)>=2||zero) ret+=dfs(p-1,i,!i&&zero,i==r&&up); if(!up&&!zero) return dp[p][last]=ret; return ret; } ll work(ll x){ cnt=0; memset(dp,-1,sizeof(dp)); while(x) num[++cnt]=x%10,x/=10; return dfs(cnt,0,1,1); } int main(){ scanf("%lld%lld",&a,&b); ll A=work(a-1); ll B=work(b); printf("%lld",B-A); return 0; }
- BZOJ 1027 [JSOI2007]合金
很好的题
思路看网上大佬的题解吧、、、
http://blog.csdn.net/nlj1999/article/details/50545070
这个很好,很巧妙简洁地处理了共线/重点的问题。
代码:
#include<cmath> #include<cstdio> #include<cstring> #include<iostream> #define INF 0x3f3f3f3f #define eps (1e-9) using namespace std; struct par{ double x,y; par operator -(const par &rtm) const{ //得向量 return (par){x-rtm.x,y-rtm.y}; } double operator ^(const par &rtm) const{//叉乘 return x*rtm.y-y*rtm.x; } double operator *(const par &rtm) const{//点乘 return x*rtm.x+y*rtm.y; } }A[505],B[505]; int dis[505][505],ans=INF; int n,m; int main(){ scanf("%d%d",&n,&m); double x; for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%lf%lf%lf",&A[i].x,&A[i].y,&x); for(int i=1;i<=m;i++) scanf("%lf%lf%lf",&B[i].x,&B[i].y,&x); for(int i=1;i<=n;i++) for(int j=1;j<=n;j++) dis[i][j]=INF; for(int i=1;i<=n;i++) for(int j=1;j<=n;j++){//枚举i->j的有向线段 bool fg=1; for(int k=1;k<=m;k++){ double p=(B[k]-A[i])^(B[k]-A[j]); if(p>eps||(fabs(p)<eps&&(B[k]-A[i])*(B[k]-A[j])>eps)){ fg=0;//与线段叉乘后不在"eps"那边 或 与线段共线但不在线段里面 break; } } if(fg) dis[i][j]=1; } for(int k=1;k<=n;k++) for(int i=1;i<=n;i++) for(int j=1;j<=n;j++) dis[i][j]=min(dis[i][j],dis[i][k]+dis[k][j]); for(int i=1;i<=n;i++) ans=min(ans,dis[i][i]); if(ans==INF) printf("-1"); else printf("%d",ans); return 0; }
Do not go gentle into that good night.
Rage, rage against the dying of the light.
————Dylan Thomas