石子合并 不同复杂度的做法
2016-07-27 10:13
239 查看
N堆石子摆成一条线。现要将石子有次序地合并成一堆。规定每次只能选相邻的2堆石子合并成新的一堆,并将新的一堆石子数记为该次合并的代价。计算将N堆石子合并成一堆的最小代价。
例如: 1 2 3 4,有不少合并方法
1 2 3 4 => 3 3 4(3) => 6 4(9) => 10(19)
1 2 3 4 => 1 5 4(5) => 1 9(14) => 10(24)
1 2 3 4 => 1 2 7(7) => 3 7(10) => 10(20)
括号里面为总代价可以看出,第一种方法的代价最低,现在给出n堆石子的数量,计算最小合并代价。
当n小于1000的时候可以用朴素的区间dp暴力A之
当大于1000的时候可以采用四边形不等式优化让复杂度降到n*n 这里51nod的1022题
N堆石子摆成一个环。现要将石子有次序地合并成一堆。规定每次只能选相邻的2堆石子合并成新的一堆,并将新的一堆石子数记为该次合并的代价。计算将N堆石子合并成一堆的最小代价。
例如: 1 2 3 4,有不少合并方法
1 2 3 4 => 3 3 4(3) => 6 4(9) => 10(19)
1 2 3 4 => 1 5 4(5) => 1 9(14) => 10(24)
1 2 3 4 => 1 2 7(7) => 3 7(10) => 10(20)
括号里面为总代价可以看出,第一种方法的代价最低,现在给出n堆石子的数量,计算最小合并代价。
利用四边形不等式进行优化
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define N 2009
int n,f
={0},a
={0};
int s
;
int main(){
memset(f,1,sizeof(f));
scanf("%d",&n);
for(int i=0;i<n;i++){
scanf("%d",&a[i][i]);
a[n+i][n+i] = a[i][i];
}
for(int i=0;i<n*2;i++){
s[i][i] = i;
f[i][i] = 0;
}
for(int i=0;i<n*2-1;i++)
for(int j=i+1;j<n*2-1;j++)
a[i][j] = a[i][j-1] + a[j][j];
for(int l=1;l<n;l++){
for(int i=0;i+l<n*2-1;i++){
int j = i+l;
for(int k=s[i][j-1];k<=s[i+1][j];k++){
if(f[i][j] > a[i][j]+f[i][k]+f[k+1][j]){
f[i][j] = a[i][j]+f[i][k]+f[k+1][j];
s[i][j] = k;
}
}
}
}
int ans = f[0][n-1];
for(int i=1;i<n;i++)
if(ans > f[i][i+n-1])
ans = f[i][i+n-1];
printf("%d\n",ans);
return 0;
}
最后当n特别大的时候比如5w,这时候采用 GarsiaWachs算法
设序列是stone[],从左往右,找一个满足stone[k-1]
<= stone[k+1]的k,找到后合并stone[k]和stone[k-1],再从当前位置开始向左找最大的j,使其满足stone[j]
> stone[k]+stone[k-1],插到j的后面就行。一直重复,直到只剩下一堆石子就可以了。在这个过程中,可以假设stone[-1]和stone
是正无穷的。
举个例子:
186 64 35 32 103
因为35<103,所以最小的k是3,我们先把35和32删除,得到他们的和67,并向前寻找一个第一个超过67的数,把67插入到他后面,得到:186 67 64 103,现在由5个数变为4个数了,继续:186 131 103,现在k=2(别忘了,设A[-1]和A
等于正无穷大)234 186,最后得到420。最后的答案呢?就是各次合并的重量之和,即420+234+131+67=852。
基本思想是通过树的最优性得到一个节点间深度的约束,之后证明操作一次之后的解可以和原来的解一一对应,并保证节点移动之后他所在的深度不会改变。具体实现这个算法需要一点技巧,精髓在于不停快速寻找最小的k,即维护一个“2-递减序列”朴素的实现的时间复杂度是O(n*n),但可以用一个平衡树来优化,使得最终复杂度为O(nlogn)。
例如: 1 2 3 4,有不少合并方法
1 2 3 4 => 3 3 4(3) => 6 4(9) => 10(19)
1 2 3 4 => 1 5 4(5) => 1 9(14) => 10(24)
1 2 3 4 => 1 2 7(7) => 3 7(10) => 10(20)
括号里面为总代价可以看出,第一种方法的代价最低,现在给出n堆石子的数量,计算最小合并代价。
当n小于1000的时候可以用朴素的区间dp暴力A之
#include<bits/stdc++.h> #define maxn 1005 using namespace std; int a[maxn],sum[maxn],dp[maxn][maxn]; int main(){ int n,loop,cnt=1; while(scanf("%d",&n)!=EOF){ sum[0]=0; for(int i=1;i<=n;++i){ scanf("%d",&a[i]); sum[i]=sum[i-1]+a[i]; } memset(dp,INF,sizeof(dp)); for(int i=1;i<=n;++i)dp[i][i]=0; for(int l=2;l<=n;++l) for(int i=1;i+l-1<=n;++i){ int j=i+l-1; for(int k=i+1;k<=j;++k) dp[i][j]=min(dp[i][k-1]+dp[k][j]+sum[j]-sum[i-1],dp[i][j]); } cout<<dp[1] <<'\12'; } return 0; }
当大于1000的时候可以采用四边形不等式优化让复杂度降到n*n 这里51nod的1022题
N堆石子摆成一个环。现要将石子有次序地合并成一堆。规定每次只能选相邻的2堆石子合并成新的一堆,并将新的一堆石子数记为该次合并的代价。计算将N堆石子合并成一堆的最小代价。
例如: 1 2 3 4,有不少合并方法
1 2 3 4 => 3 3 4(3) => 6 4(9) => 10(19)
1 2 3 4 => 1 5 4(5) => 1 9(14) => 10(24)
1 2 3 4 => 1 2 7(7) => 3 7(10) => 10(20)
括号里面为总代价可以看出,第一种方法的代价最低,现在给出n堆石子的数量,计算最小合并代价。
利用四边形不等式进行优化
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define N 2009
int n,f
={0},a
={0};
int s
;
int main(){
memset(f,1,sizeof(f));
scanf("%d",&n);
for(int i=0;i<n;i++){
scanf("%d",&a[i][i]);
a[n+i][n+i] = a[i][i];
}
for(int i=0;i<n*2;i++){
s[i][i] = i;
f[i][i] = 0;
}
for(int i=0;i<n*2-1;i++)
for(int j=i+1;j<n*2-1;j++)
a[i][j] = a[i][j-1] + a[j][j];
for(int l=1;l<n;l++){
for(int i=0;i+l<n*2-1;i++){
int j = i+l;
for(int k=s[i][j-1];k<=s[i+1][j];k++){
if(f[i][j] > a[i][j]+f[i][k]+f[k+1][j]){
f[i][j] = a[i][j]+f[i][k]+f[k+1][j];
s[i][j] = k;
}
}
}
}
int ans = f[0][n-1];
for(int i=1;i<n;i++)
if(ans > f[i][i+n-1])
ans = f[i][i+n-1];
printf("%d\n",ans);
return 0;
}
最后当n特别大的时候比如5w,这时候采用 GarsiaWachs算法
设序列是stone[],从左往右,找一个满足stone[k-1]
<= stone[k+1]的k,找到后合并stone[k]和stone[k-1],再从当前位置开始向左找最大的j,使其满足stone[j]
> stone[k]+stone[k-1],插到j的后面就行。一直重复,直到只剩下一堆石子就可以了。在这个过程中,可以假设stone[-1]和stone
是正无穷的。
举个例子:
186 64 35 32 103
因为35<103,所以最小的k是3,我们先把35和32删除,得到他们的和67,并向前寻找一个第一个超过67的数,把67插入到他后面,得到:186 67 64 103,现在由5个数变为4个数了,继续:186 131 103,现在k=2(别忘了,设A[-1]和A
等于正无穷大)234 186,最后得到420。最后的答案呢?就是各次合并的重量之和,即420+234+131+67=852。
基本思想是通过树的最优性得到一个节点间深度的约束,之后证明操作一次之后的解可以和原来的解一一对应,并保证节点移动之后他所在的深度不会改变。具体实现这个算法需要一点技巧,精髓在于不停快速寻找最小的k,即维护一个“2-递减序列”朴素的实现的时间复杂度是O(n*n),但可以用一个平衡树来优化,使得最终复杂度为O(nlogn)。
#include <cstdio> #include <iostream> #include <algorithm> #define maxn 55555 using namespace std; int a[maxn]; int t; long long ans; void doit(int x){ int tmp=a[x]+a[x-1]; ans+=tmp; for(int i=x;i<t-1;++i) a[i]=a[i+1]; t--; int j; for(j=x-1;j>0&&a[j-1]<tmp;j--) a[j]=a[j-1]; a[j]=tmp; while(j>=2&&a[j]>=a[j-2]){ int tmp=t-j; doit(j-1); j=t-tmp; } } int main(){ int n,loop,cnt=1; while(scanf("%d",&n)&&n){ for(int i=0;i<n;++i)scanf("%d",&a[i]); t=1,ans=0; for(int i=1;i<n;++i){ a[t++]=a[i]; while(t>=3&&a[t-3]<=a[t-1])doit(t-2); } while(t>1)doit(t-1); cout<<ans<<'\12'; } return 0;
相关文章推荐
- xxx.hbm.xml中property必须与对应的实体类一致吗?
- HDU5753 Permutation Bo
- 5-1 最大子列和问题 (20分) 7.15补
- 非常可乐-特殊的BFS题
- js的对象及this
- Mockplus实例之一看就会de五个交互功能
- 为Python3.5安装Pygame
- 汽车自适应巡航系统
- grails的插件
- HDU1551:Cable master(二分)
- 记录我的第一篇博客
- HTML&CSS基础学习笔记1.18-表格的边框
- 对多线程开发的理解,以及几种实现方法
- hdu 1068(二分图最大独立集)
- 【HDU】-4907-Task schedule(并查集)
- 如何降低Ubuntu系统中gcc版本
- lintcode decode-ways 解码方法
- Teacher Bo
- 动态使用proto文件
- HDU1520 Anniversary party(树形DP)