DP
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辣鸡动态规划毁我青春~~
动态规划中的基本概念
状态：要算什么算法
转移方程：如何去算数组
无后效性：把状态看作一个点，转移过程看做一条边，动态规划的全部概念组成了一个有向无环图（\(DAG\)），因此在作题时必定要考虑是否是知足无后效性优化
一旦出现乱序的状况，应该对这个图先进行一个拓扑排序spa
背包问题
有\(N\)个物品，有一个\(M\)溶剂的包，每一个物品有一个体积和价值，要求最大化价值之和code
第\(i\)个物品的价值为\(V_i\)，占\(W_i\)的空间排序
\(dp[i][j]\)表示已经放好了前\(i\)个物品，如今放进去的物品的体积之和为\(j\)。string
考虑转移方程：it
第\(i+1\)个物品只有两种状况：放入背包与不放入背包io
若是放入第\(i+1\)个物品，体积不变，价值也不变
若是不放入第\(i+1\)个物品，应该转移为\(dp[i+1][j+V_{i+1}]\)
如今对于每个物品就只有放和不放两种状况（这是用本身更新别人的方法）
若是用别人更新本身呢？
对于\(dp[i][j]\)，若是第\(i-1\)个物品没有放，是由\(dp[i-1][j]\)转移而来的
不然就是由\(dp[i-1][i-V_i]\)更新而来的（加上\(W_i\)）
代码以下：
#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<algorithm>
using namespace std;
int dp[10010][10010];
int w[10010],v[10010];
int n,m;
int ans=0;
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=1;i<=n;++i)
scanf("%d%d",&v[i],&w[i]);
for(int i=1;i<=n;++i)
for(int j=0;j<=m;++j)
{
dp[i][j]=dp[i-1][j];
if(j>=v[i])
dp[i][j]=max(dp[i][j],dp[i-1][j-v[i]]+w[i]);
}
for(int i=0;i<=m;++i)
ans=max(ans,dp[n][i]);
printf("%d",ans);
return 0;
}
如今每一个物品能够用无限次，这个时候要怎么办呢？
直接枚举每一个物品用多少次就好了
可是复杂度过高\(\Omega \omega \Omega\)
咱们只须要将原来的\(dp[i-1][j-v_i]+w_i\)变为\(dp[i][j-v_i]+w_i\)就行了
#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<algorithm>
using namespace std;
int dp[10010][10010];
int w[10010],v[10010];
int n,m;
int ans=0;
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=1;i<=n;++i)
scanf("%d%d",&v[i],w[i]);
/*for(int i=1;i<=n;++i)
for(int j=0;j<=m;++j)
for(int k=0;k*v[i]<=j;++k)
{
dp[i][j]=max(dp[i][j],dp[i-1][j-k*v[i]]+k*w[i]);
}*/
for(int i=1;i<=n;++i)
for(int j=0;j<=m;++j)
{
dp[i][j]=dp[i-1][j];
if(j>=v[i])
dp[i][j]=max(dp[i][j],dp[i][j-v[i]]+w[i]);
}
for(int i=0;i<=m;++i)
ans=max(ans,dp[n][i]);
printf("%d",ans);
return 0;
}
那若是每一个物品只能用有限次，那怎么办呢
仍是直接枚举每一个物品用多少次就好了
这个东西的复杂度是\(O(n^3)\)的
那么如何优化呢？（有点难）
有限背包最慢的地方是枚举每一个物品用了多少次
思想就是将一个背包变成多个捆绑包（进行二进制分解，若是不够了，就只能委屈一下最后一个捆绑包了），而后就变成了一个\(01\)背包
以\(13\)为例，能够拆成：\(1\)、\(2\)、\(4\)、\(6\)四个捆绑包
代码以下（主要是拆捆绑包的部分）
#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<algorithm>
using namespace std;
int dp[10010][10010];
int w[10010],v[10010];
int n,m;
int ans=0;
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&m);
int cnt=0;
for(int i=1;i<=n;++i)
{
int v_,w_,z;
scanf("%d%d%d",&v_,&w_,&z);
int x=1;
while(x<=z)
{
cnt++;
v[cnt]=v_*x;
w[cnt]=w_*x;
z-=x;
x*=2;
}
if(z>0)
{
cnt++;
v[cnt]=v_*z;
w[cnt]=w_*z;
}
}
for(int i=1;i<=cnt;++i)
for(int j=0;j<=m;++j)
{
dp[i][j]=dp[i-1][j];
if(j>=v[i])
dp[i][j]=max(dp[i][j],dp[i][j-v[i]]+w[i]);
}
for(int i=0;i<=m;++i)
ans=max(ans,dp[n][i]);
printf("%d",ans);
return 0;
}
基础\(DP\)
例题一 数字三角形：
状态：\(dp[i][j]\)表示走到第\(i\)行第\(j\)列时所走的路径的最大值
状态转移方程：\(dp[i][j]=max(dp[i-1][j-1],f[i-1][j])+a[i][j]\)
例题二 数字三角形：
诶诶，怎么仍是水三角形？？？
如今求的是答案对\(100\)取模以后的最大值
怎么作呢？
钟皓曦：维度不够加一维，维度不够再加一维，你总有一天会过的
状态：布尔状态，\(dp[i][j][k]\)表示走到第\(i\)行第\(j\)列的数对\(100\)取模等于\(k\)是否是可行的
状态转移：考虑用本身更新别人，由\(dp[i][j][k]\)能够转移到\(dp[i+1][j][(a[i+1][j]+k)\mod 100]\)和\(dp[i+1][j+1][(a[i+1][j+1]+k)\mod 100]\)
代码以下：
#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<algorithm>
using namespace std;
bool dp[233][233][233];
int n;
int a[233][233];
int ans;
int main()
{
scanf("%d",&n);
for(int i=1;i<=n;++i)
for(int j=1;j<=i;++j)
scanf("%d",&a[i][j]);
dp[1][1][a[1][1]%100]=true;
for(int i=1;i<=n;++i)
for(int j=1;j<=i;++j)
for(int k=0;k<100;++k)
if(dp[i][j][k])
{
dp[i+1][j][(k+a[i][j])%100]=true;
dp[i+1][j+1][(k+a[i+1][j+1])%100]=true;
}
for(int i=1;i<=n;++i)
for(int j=0;j<100;++j)
if(dp[n][i][j]) ans=max(ans,j);
printf("%d",ans);
return 0;
}
例题三 最长上升子序列：
状态：\(dp[i]\)表示以\(i\)结尾的最长上升子序列的长度
状态转移：\(f[i]=max(f[j])+1\)知足\(1\leq j<i\)而且\(a[j]<a[i]\)
这个算法复杂度是\(O(n^2)\)的
若是数据再大一点，就能够用线段树
区间\(DP\)
例题一 合并石子：
把两对相邻的石子合并为一堆石子，每次合并的代价就是两堆石子的个数之和，如今问把\(n\)堆石子合并为\(1\)堆石子的最小代价是多少
咱们能够发现每次合并是将一段区间的石子合并
这就是一个区间\(DP\)
区间\(DP\)的状态通常为\(dp[l][r]\)
状态：$dp[l][r] \(表示\)[l,r]\(区间合并的最小代价（\)dp[l][l]=0$）
每次均可以在区间中找到一个分界线，最后合并分界线两边的区间
那么就能够枚举分界线\(p\)
状态转移：\(dp[l][r]=min(dp[l][r],dp[l][p]+dp[p+1][r]+sum[r]-sum[l-1]\)
例题二 无题
把一排矩阵排排坐，保证矩阵是能够相乘获得一个结果的，如今在这几个矩阵中加上括号，使得运算次数最小
状态：\(dp[l][r]\)表示将第\(l\)个矩阵和第\(r\)个矩阵的最小运算次数
状态转移：\(dp[l][r]=min(dp[l][p]+f[p+1][r]+a[l]\times a[p+1]\times a[r+1])\)，\(p\)是中点。
状压\(DP\)
例题一 旅行商问题
在平面上由\(n\)个点，给出每一个点的坐标，如今由\(1\)号点出发，把全部点都走一遍而后回到\(1\)号点，求最短距离
首先，通常来讲咱们没有必要把一个点走两次
当前在哪一个点、走过了那个点是两个变化的量
状态：\(dp[s][i]\)中\(i\)表示如今走到了第\(i\)个点，\(s\)表示走过了那些点
理论上来讲，\(s\)是要用一个数组来维护的，可是咱们如今要用一个数来表示
那么咱们就能够用一个二进制数来表示哪些点没走，哪些点走了（\(1\)表示走过，\(0\)表示没走过）
状压\(DP\)能解决的范围在\(n\leq 20-22\)，由于复杂度为\(O(2^n\times n^2)\)
可爱的代码：
#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<cmath>
#include<algorithm>
#include<cstring>
using namespace std;
double dp[233][233];
double x[233],y[233];
double ans=0x3f;
int n;
double dis(int xx,int yy)
{
return sqrt((x[xx]-x[yy])*(x[xx]-y[yy])+(y[xx]-y[yy])*(y[xx]-y[yy]));
}
int main()
{
scanf("%d",&n);
for(int i=0;i<n;++i)
scanf("%lf%lf",&x[i],&y[i]);
memset(dp,0x3f,sizeof(dp));
dp[1][0]=0;
for(int s=0;s<(1<<n);s++)
for(int i=0;i<n;++i)
if(dp[s][i]<0x3f)//这是一个可行的方案
{
for(int j=0;j<n;++j)
if((s>>j)&1==0)//将s二进制的第j为取了出来
{
int news=s|(1<<j);//把s的第j为变成了1
dp[news][j]=min(dp[news][j],dp[s][i]+dis(i,j));
}
}
for(int i=0;i<n;++i)
ans=min(ans,dp[(1<<n)-1][i]+dis(i,0));
printf("%d",ans);
return 0;
}
例题二 玉米田
\(JOHN\)要在一片牧场上种草，每块草坪之间没有相邻的边
状态：\(dp[i][s]\)表示前\(i\)行的草都种完了，\(s\)表示第\(i\)行的草种成了什么样，这种状况下的方案数为\(dp[i][s]\)
考虑第\(i+1\)行如何种草：
首先第\(i+1\)行种的草没有两个连续的
其次第\(i\)行的草和第\(i+1\)行的草没有相邻的草，就是\(s\)&\(s\)'=\(0\)
例题三 \(K\)国王问题
在\(N\times N\)的棋盘中，放\(k\)个国王，使这些国王不能相互攻击到对方（国王的攻击范围就是其周围的\(8\)个格子）
参照上一道题（种国王）
状态：\(dp[i][s]\)表示前\(i\)行的国王都种完了，\(s\)表示第\(i\)行的国王种成了什么样，这种状况下的方案数为\(dp[i][s]\)
可是这个题要多放一个国王，因此咱们要多加一个维度
新状态：\(dp[i][s][j]\)表示前\(i\)行的国王都种完了，\(s\)表示第\(i\)行的国王种成了什么样，如今放了\(j\)个国王，这种状况下的方案数为\(dp[i][s]\)
数位\(DP\)
是在\(DP\)的过程当中按照数的位数进行转移的
例题一 无题
给出两个数\(l、r\)，求这之间有多少个数
首先，\([l,r]\)之间有多少数，就是求\([0,l]\)和\([0,r]\)之间分别有多少数，而后相减
数位\(DP\)，就是将一个\(n\)位数，抽象为\(n\)个格子，若是要求有多少个数小于这个数，能够用数字填满这\(n\)个格子
注意：必定要从高位向低位一位一位的填
状态：\(dp[i][j]\)中，已经填好了前\(i\)位，\(j=0\)表示当前这个数必定小于\(x\)，\(j=1\)表示当前这个数不肯定是否小于\(x\)
状态转移：数位\(DP\)的转移都是去枚举下一位填什么数
代码：
#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<cstring>
using namespace std;
int l,r;
int dp[10010][10010];
int z[10010];
int solve(int x)
{
int l=0;
while(x>0)
{
l++;
z[l]=x%10;
x/=10;
}
memset(dp,0,sizeof(dp));
dp[l+1][1]=1;//在第l+1位以后都只能填0
/*转移考虑用本身去更新别人*/
for(int i=l+1;i>=2;i--)
for(int j=0;j<=1;++j)
for(int k=0;k<=9;++k)//枚举应该填哪个数
{
if(j==1&&k>z[i-1]) continue;
int j_;
if(j==0)
j_=0;
else if(k==z[i-1])
j_=1;
else
j_=0;
dp[i-1][j_]+=dp[i][j];
}
return dp[1][0]+dp[1][1];
}
int main()
{
scanf("%d%d",&l,&r);
printf("%d",solve(r)-solve(l-1));
return 0;
}
例题二 无题
求\([l,r]\)中全部数的数位之和
一样，咱们能够转化为\([0,r]\)和\([0,l-1]\)之间有的数位之和
状态：\(dp[i][j]\)表示第\(i\)位已经填完了，\(j=0\)表示当前这个数必定小于\(x\)，\(j=1\)表示当前这个数不肯定是否小于\(x\)，这时的方案数
例题三 无题
求\([l,r]\)中有多少个相邻两位数字之差大于等于\(2\)的数
状态：$ dp[i][j][k]\(表示当前已经填了\)i\(个数，\)j=0\(表示当前这个数必定小于\)x\(，\)j=1\(表示当前这个数不肯定是否小于\)x\(，第\)i\(位填的数是\)k$
例题四 无题
求\([l,r]\)中知足各位数字之积位\(k\)的数有多少个
状态：\(dp[i][j][r]\)表示当前已经填了\(i\)个数，\(j=0\)表示当前这个数必定小于\(x\)，\(j=1\)表示当前这个数不肯定是否小于\(x\)，当前乘积为\(r\)
有些\(r\)是永远不会用到的，就是那些大于\(10\)的质数的倍数
新状态：\(dp[i][j][a][b][c][d]\)表示当前已经填了\(i\)个数，\(j=0\)表示当前这个数必定小于\(x\)，\(j=1\)表示当前这个数不肯定是否小于\(x\)，如今的乘积为\(2^a+3^b+5^c+7^d\)
树形\(DP\)
例题一 无题
如今给你一棵\(n\)个点的树，问这个树有多少点？？？
树形\(DP\)通常是\(DP\)以这个点为根的子树的状态
状态：\(f[i]\)表示以\(i\)为根的树有多少个点
状态转移：\(f[i]=\sum_{j\in}\)
例题二 无题
给出一棵树，求出树的直径
将两个点的路径看作由\(LCA\)向下的两条路径
状态：\(f[i][0]\)表示第\(i\)个点向下的最大值，\(f[i][1]\)表示最小值
状态转移：\(f[i][0]=max(f[p_j][0])+1\)，\(f[i][1]\)的值应该是剩下的全部儿子的最长路中的最长路
#include<cstdio>
#include<iostream>
using namespace std;
void dfs(int i)
{
for(p is i's son)//教你们如何写伪代码，你只须要boomboomboom，而后boomboomboom，就能boomboom了
dfs(p);
for(p is i's son)
{
int v=f[p][0];
if(v>f[i][0])
{
f[i][1]=f[i][0];
f[i][0]=v;
}
else if(v>f[i][1])
f[i][1]=v;
}
}
int main()
{
scanf("%d",&n);
du ru jian shu;
dfs(1);//强行令1号点为根
return 0;
}
例题三 无题
求全部点之间的路径之和为多少
状态：\(dp[i]\)表示以\(i\)为根的子树有多少个点
例题四 无题
状态：\(dp[i][0/1]\)表示到了第\(i\)个点，\(1\)表示选了改点，\(0\)表示没有选
若是有一个点选了，那么这个点的全部儿子都不能选
即：\(dp[i][1]=\sum_{j\in son_i}dp[j][0]+a[i]\)
\(dp[i][0]=\sum_{j\in son_i}max(dp[j][0],dp[j][1])\)
例题五 无题
每一个士兵能够守护全部与该结点直接相邻的边，请问在全部边都被守护的条件下，最少要安排多少士兵？
状态：\(dp[i][0/1]\)表示以\(i\)为根的子树的全部点都被守护，\(1\)表示有士兵，\(0\)表示没有，此时的最少士兵
\(f[i][0]=\sum_{j\in son_i}dp[i][1]\)
\(dp[i][1]=\sum_{j\in son_i}max()\)
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