HDU 5492 Find a path
2015-10-02 18:40
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题目连接:http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=5492
这道题目是2015年亚洲区区域赛合肥站网络赛的一道题目,当时做比赛的时候没有做出来。原因有很多,最主要的原因是因为自己很怕写DP!以前一直都在逃避,现在不想逃避了,因为感觉应该能去今年区域赛的上海站,想着在11月21号之前的50天的时间内把DP练好, 为了离自己的目前的梦想更近一步。
好吧,切入正题。
题意很明确,从格子(1, 1)到(N, M), 只能向下或者向右走,每个格子都会有一个值val[i][j]。路途中,需要固定(N + M - 1)步, 设第 i 步所对应的val的值是A[i]。 然后就一个式子,(N + M - 1) * sum((A[i] - ave)^2), 只要求出这个式子的最小值即可。刚刚看见式子,感觉so easy,并没有去化简这个式子,本能的理解就是方差乘上一个常数,所以就去求最小的方差就行了(事实上是自己把方差都弄错了,数学底子差,心累)。期初的dp是这样定义的,dp[i][j]表示从(1,
1)走到(i, j)的val的和,设ave_UP是上面的点(i - 1, j)到(1, 1)的平均值, ave_UP = dp[i - 1][j] * 1.0 / (i - 1 + j - 1), ave_LEFT = dp[i][j - 1] * 1.0 / (i + j - 1 - 1)。然后理所当然的就以如果abs(ave_UP - A[i][j]) < abs(ave_LEFT - A[i][j]),dp[i][j]就从上面推下来,否则从作面推过来。然后,加上简单的路径还原,就开始敲代码了。然后就开启无限WA模式。
很明显,上面的思路对于题目是没有分析清楚的,如果我们将式子化简之后,就会发现,我们并不用知道ave这个值。化简过后的式子变成了(N + M - 1) * sum(A[i] * A[i]) - sum(A[i]) * sum(A[i])。如果我们令a = sum(A[i] * A[i]), b = sum(A[i]),那么我们就可以看的更明白,我们的问题就是需要求到(N + M - 1) * a - b * b。对于任意格子(i, j)就有值(i + j - 1) * a - b * b,从格子(1, 1)到格子(i,
j)需要走i + j - 1步,每一步都会有两种选择(边缘情况只有一种选择),所以会有2^(i + j - 1)组a 和 b。所以,一个格子中,可能的b值有许多,相应的a的值就会有许多。所以,上面我自己期初的想法就错了,每个格子我只维护了一个b值。
有意思的是,在N和M都小于等于30的情况下,A[i]的值也不会超过30,那么久意味着b的值不会超过(步数: N + M - 1) * 30,那么一个格子的b的可能的值就差不多是1800种。对于每一个格子的可能的b值都维护一个最小的a值,即mn[b] = a,把mn[b]往小更新。那么一直递推到(N, M)这个格子, 我们把这个格子中的b的可能的值和与其相应的最小的a的值带入式子,式子的所有的值再取个最小,那么就是我们的最终结果了。
分析下时间复杂度,有N * M个格子,对于每一个格子都只递推一次,还要乘以每个格子中b的1800种可能。那就是30 * 30 * 1800, 反正是少于2 * 10 ^6的。
值得特别说明的,也是值得忧伤的,这道题目我不是靠自己想出来的,大体思路我参考了大牛Baileys0530的博客:http://blog.csdn.net/Baileys0530/article/details/48768123
感谢Baileys0530的题解报告!
下面是我的代码,其实也没什么好看的了,况且还如此丑陋!
这道题目是2015年亚洲区区域赛合肥站网络赛的一道题目,当时做比赛的时候没有做出来。原因有很多,最主要的原因是因为自己很怕写DP!以前一直都在逃避,现在不想逃避了,因为感觉应该能去今年区域赛的上海站,想着在11月21号之前的50天的时间内把DP练好, 为了离自己的目前的梦想更近一步。
好吧,切入正题。
题意很明确,从格子(1, 1)到(N, M), 只能向下或者向右走,每个格子都会有一个值val[i][j]。路途中,需要固定(N + M - 1)步, 设第 i 步所对应的val的值是A[i]。 然后就一个式子,(N + M - 1) * sum((A[i] - ave)^2), 只要求出这个式子的最小值即可。刚刚看见式子,感觉so easy,并没有去化简这个式子,本能的理解就是方差乘上一个常数,所以就去求最小的方差就行了(事实上是自己把方差都弄错了,数学底子差,心累)。期初的dp是这样定义的,dp[i][j]表示从(1,
1)走到(i, j)的val的和,设ave_UP是上面的点(i - 1, j)到(1, 1)的平均值, ave_UP = dp[i - 1][j] * 1.0 / (i - 1 + j - 1), ave_LEFT = dp[i][j - 1] * 1.0 / (i + j - 1 - 1)。然后理所当然的就以如果abs(ave_UP - A[i][j]) < abs(ave_LEFT - A[i][j]),dp[i][j]就从上面推下来,否则从作面推过来。然后,加上简单的路径还原,就开始敲代码了。然后就开启无限WA模式。
很明显,上面的思路对于题目是没有分析清楚的,如果我们将式子化简之后,就会发现,我们并不用知道ave这个值。化简过后的式子变成了(N + M - 1) * sum(A[i] * A[i]) - sum(A[i]) * sum(A[i])。如果我们令a = sum(A[i] * A[i]), b = sum(A[i]),那么我们就可以看的更明白,我们的问题就是需要求到(N + M - 1) * a - b * b。对于任意格子(i, j)就有值(i + j - 1) * a - b * b,从格子(1, 1)到格子(i,
j)需要走i + j - 1步,每一步都会有两种选择(边缘情况只有一种选择),所以会有2^(i + j - 1)组a 和 b。所以,一个格子中,可能的b值有许多,相应的a的值就会有许多。所以,上面我自己期初的想法就错了,每个格子我只维护了一个b值。
有意思的是,在N和M都小于等于30的情况下,A[i]的值也不会超过30,那么久意味着b的值不会超过(步数: N + M - 1) * 30,那么一个格子的b的可能的值就差不多是1800种。对于每一个格子的可能的b值都维护一个最小的a值,即mn[b] = a,把mn[b]往小更新。那么一直递推到(N, M)这个格子, 我们把这个格子中的b的可能的值和与其相应的最小的a的值带入式子,式子的所有的值再取个最小,那么就是我们的最终结果了。
分析下时间复杂度,有N * M个格子,对于每一个格子都只递推一次,还要乘以每个格子中b的1800种可能。那就是30 * 30 * 1800, 反正是少于2 * 10 ^6的。
值得特别说明的,也是值得忧伤的,这道题目我不是靠自己想出来的,大体思路我参考了大牛Baileys0530的博客:http://blog.csdn.net/Baileys0530/article/details/48768123
感谢Baileys0530的题解报告!
下面是我的代码,其实也没什么好看的了,况且还如此丑陋!
#include <iostream> #include <cstring> #include <cstdio> #define MAXN 31 #define INF 1000000007 using namespace std; int val[MAXN][MAXN], dp[MAXN][MAXN][1800]; int pow(int a) { return a * a; } int main() { int T; scanf("%d", &T); for (int I = 1; I <= T; ++I) { int N, M; scanf("%d%d", &N, &M); for (int i = 0; i < N; ++i) { for (int j = 0; j < M; ++j) { scanf("%d", &val[i][j]); } } for (int i = 0; i < N; ++i) { for (int j = 0; j < M; ++j) { for (int k = 0; k < 1800; ++k) { dp[i][j][k] = -1; } } } dp[0][0][val[0][0]] = pow(val[0][0]); for (int i = 1; i < N; ++i) { for (int k = 0; k < 1800; ++k) { if (dp[i - 1][0][k] != -1) { int t = k + val[i][0]; dp[i][0][t] = dp[i - 1][0][k] + pow(val[i][0]); break; } } } for (int i = 1; i < M; ++i) { for (int k = 0; k < 1800; ++k) { if (dp[0][i - 1][k] != -1) { int t = k + val[0][i]; dp[0][i][t] = dp[0][i - 1][k] + pow(val[0][i]); break; } } } for (int i = 1; i < N; ++i) { for (int j = 1; j < M; ++j) { for (int k = 0; k < 1800; ++k) { int t = k + val[i][j]; if (dp[i - 1][j][k] != -1 && dp[i][j][t] != -1) { dp[i][j][t] = min(dp[i][j][t], dp[i - 1][j][k] + pow(val[i][j])); } else if (dp[i - 1][j][k] != -1) { dp[i][j][t] = dp[i - 1][j][k] + pow(val[i][j]); } if (dp[i][j - 1][k] != -1 && dp[i][j][t] != -1) { dp[i][j][t] = min(dp[i][j][t], dp[i][j - 1][k] + pow(val[i][j])); } else if (dp[i][j - 1][k] != -1) { dp[i][j][t] = dp[i][j - 1][k] + pow(val[i][j]); } } } } int ans = INF; for (int k = 0; k < 1800; ++k) { if (dp[N - 1][M - 1][k] != -1) { int a = dp[N - 1][M - 1][k]; ans = min(ans, a * (N + M - 1) - k * k); } } printf("Case #%d: %d\n", I, ans); } return 0; }
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