UVALive 3412 Pesky Heroes(树形dp)
2017-03-16 00:17
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这题在下读了整整一天,在coding完之后WA了几发。。
之后上udebug上对拍的时候发现自己题意好像读错了。
于是重新读题拍数据最后直接枚举题意,又过去了一天。
于是终于弄懂题意,A了这题。
所以这一次在下觉得很有必要将题意贴出来。。
(虽然是枚举得到的题意还不知道是不是这样的orz)
【题目大意】
有一个有n个关键点的洞窟的路线图,其中1为入口。
保证只有一个点与1相连,且每个点最多只跟三个点有连边,以及从每个点到1的路有且仅有一条。
洞窟中还有m个陷阱,位于m个关键点中。
英雄从入口走到了某个死胡同且一路上没有触发到任何陷阱,之后英雄在这个死胡同里安营扎寨。
我们的目的是协同恶法师将英雄找出来,为此需要找遍所有的【从入口到终点一路上没有陷阱】的死胡同。
但是我们所在的宫殿离洞窟太远了,并没有办法从入口进去,所以只能通过传送门派小兵过去找。
恶法师可以从某条道路上开启一个传送门,并将小兵们从远方的宫殿送往这条路上。
小兵一开始的行动方向为背离入口的方向,每次遇到一个岔路口必定选择左边的路走,遇到死胡同就掉头。
你可以令小兵在遇到某个岔路口时选择右边的路而不是左边的路,不同的小兵可以选择不同的岔口但是每只小兵最多只能右转一次。
当小兵走回传送门的时候就会被传送回去。
小兵遇到陷阱会死掉,所以你必须令小兵避开陷阱。
问找遍所有符合条件的死胡同所需要开的最少的传送门数。
还有一点是通过枚举题意推出来的:小兵所走过的路中不能有出来送小兵来的传送门之外的其他传送门
以及还有一点需要注意的是,对于小兵来说的左边并不是我们看地图的视角的左边,而是小兵自己在洞窟里的视角的左边。
【解题思路】
首先很容易可以确定这是一颗二叉树,于是对于每个岔路口就只有往左和往右两种选择。
以树形dp为思路的话,很容易想到dp的状态。
设dp[pos][c]为,在以pos点为根的子树中,状态为c的情况下,最少需要放多少个传送门。
其中c只有0,1,2三种取值,表示该点与其父亲的连边的小兵的通行情况,分别代表:
0: 没有小兵通行
1:有一路已经右拐的小兵
2:有一路还没右拐的小兵
状态转移比较麻烦一点,对此分开来进行讨论。
当pos有陷阱的时候,如果没有小兵通过的话那就可以直接等于0,如果有的话那小兵必死无疑,所以不能这么做,需要返回inf。
当pos为死胡同的时候,如果没有小兵通过的话就需要在死胡同旁边的路上开个传送门,于是答案是1,如果有小兵的话就顺利完成了对这个死胡同的搜索,答案为0。
当pos只有一个后继的时候,很明显将传送门放这个点上面还是下面都是一样的,不如视下面的情况而定(也就是说,就算是要放传送门,也没有放在这个点上面的必要,所以直接忽略掉这个点),于是dp[pos][c]=dp[son][c]。
当pos为岔路口的时候,就要视c的取值分别决定了。这里设左边的儿子为L,右边的儿子为R。于是有:
dp[pos][0]:有两种策略:不开传送和开传送。不开传送的话就是dp[L][0]+dp[R][0],开的话情况等同于c=1或者c=2的情况,于是取两者的最小值加一即可,也就是min(dp[pos][1],dp[pos][2])+1。
dp[pos][1]:对于这一种情况并没有选择的余地,只能在不右拐的情况下遍历完左边再以不右拐的情况下遍历完右边,如果有【不右拐就进陷阱】的情况就会无法避免的进入陷阱死掉,所以dp[pos][1]=dp[L][1]+dp[R][1]。
dp[pos][2]:可以右拐了,那么选择就变多了。
为了跟dp[pos][1]区分开来,这里人为规定这些小兵必须在某个时候右拐。
清算一下就只有这四种决策:
1. 将右拐机会给在遍历左边的时候,此时的状态就是dp[L][2]+dp[R][1]。
2. 将右拐机会给在遍历右边的时候,此时的状态就是dp[L][1]+dp[R][2]。
3. 遍历完左边之后右拐跳过右边,此时的状态就是dp[L][1]+dp[R][0]。
4. 直接右拐跳过左边然后遍历右边,此时的状态就是dp[L][0]+dp[R][1]。
对这四种取最小值就行了。
于是答案就是dp[1][0]。dfs之后输入即可。
代码如下:
这题在下读了整整一天,在coding完之后WA了几发。。
之后上udebug上对拍的时候发现自己题意好像读错了。
于是重新读题拍数据最后直接枚举题意,又过去了一天。
于是终于弄懂题意,A了这题。
所以这一次在下觉得很有必要将题意贴出来。。
(虽然是枚举得到的题意还不知道是不是这样的orz)
【题目大意】
有一个有n个关键点的洞窟的路线图,其中1为入口。
保证只有一个点与1相连,且每个点最多只跟三个点有连边,以及从每个点到1的路有且仅有一条。
洞窟中还有m个陷阱,位于m个关键点中。
英雄从入口走到了某个死胡同且一路上没有触发到任何陷阱,之后英雄在这个死胡同里安营扎寨。
我们的目的是协同恶法师将英雄找出来,为此需要找遍所有的【从入口到终点一路上没有陷阱】的死胡同。
但是我们所在的宫殿离洞窟太远了,并没有办法从入口进去,所以只能通过传送门派小兵过去找。
恶法师可以从某条道路上开启一个传送门,并将小兵们从远方的宫殿送往这条路上。
小兵一开始的行动方向为背离入口的方向,每次遇到一个岔路口必定选择左边的路走,遇到死胡同就掉头。
你可以令小兵在遇到某个岔路口时选择右边的路而不是左边的路,不同的小兵可以选择不同的岔口但是每只小兵最多只能右转一次。
当小兵走回传送门的时候就会被传送回去。
小兵遇到陷阱会死掉,所以你必须令小兵避开陷阱。
问找遍所有符合条件的死胡同所需要开的最少的传送门数。
还有一点是通过枚举题意推出来的:小兵所走过的路中不能有出来送小兵来的传送门之外的其他传送门
以及还有一点需要注意的是,对于小兵来说的左边并不是我们看地图的视角的左边,而是小兵自己在洞窟里的视角的左边。
【解题思路】
首先很容易可以确定这是一颗二叉树,于是对于每个岔路口就只有往左和往右两种选择。
以树形dp为思路的话,很容易想到dp的状态。
设dp[pos][c]为,在以pos点为根的子树中,状态为c的情况下,最少需要放多少个传送门。
其中c只有0,1,2三种取值,表示该点与其父亲的连边的小兵的通行情况,分别代表:
0: 没有小兵通行
1:有一路已经右拐的小兵
2:有一路还没右拐的小兵
状态转移比较麻烦一点,对此分开来进行讨论。
当pos有陷阱的时候,如果没有小兵通过的话那就可以直接等于0,如果有的话那小兵必死无疑,所以不能这么做,需要返回inf。
当pos为死胡同的时候,如果没有小兵通过的话就需要在死胡同旁边的路上开个传送门,于是答案是1,如果有小兵的话就顺利完成了对这个死胡同的搜索,答案为0。
当pos只有一个后继的时候,很明显将传送门放这个点上面还是下面都是一样的,不如视下面的情况而定(也就是说,就算是要放传送门,也没有放在这个点上面的必要,所以直接忽略掉这个点),于是dp[pos][c]=dp[son][c]。
当pos为岔路口的时候,就要视c的取值分别决定了。这里设左边的儿子为L,右边的儿子为R。于是有:
dp[pos][0]:有两种策略:不开传送和开传送。不开传送的话就是dp[L][0]+dp[R][0],开的话情况等同于c=1或者c=2的情况,于是取两者的最小值加一即可,也就是min(dp[pos][1],dp[pos][2])+1。
dp[pos][1]:对于这一种情况并没有选择的余地,只能在不右拐的情况下遍历完左边再以不右拐的情况下遍历完右边,如果有【不右拐就进陷阱】的情况就会无法避免的进入陷阱死掉,所以dp[pos][1]=dp[L][1]+dp[R][1]。
dp[pos][2]:可以右拐了,那么选择就变多了。
为了跟dp[pos][1]区分开来,这里人为规定这些小兵必须在某个时候右拐。
清算一下就只有这四种决策:
1. 将右拐机会给在遍历左边的时候,此时的状态就是dp[L][2]+dp[R][1]。
2. 将右拐机会给在遍历右边的时候,此时的状态就是dp[L][1]+dp[R][2]。
3. 遍历完左边之后右拐跳过右边,此时的状态就是dp[L][1]+dp[R][0]。
4. 直接右拐跳过左边然后遍历右边,此时的状态就是dp[L][0]+dp[R][1]。
对这四种取最小值就行了。
于是答案就是dp[1][0]。dfs之后输入即可。
代码如下:
#include<bits/stdc++.h> #define INF 100000 using namespace std; vector<int> e[50005]; bool vis[50005]; int n,m; bool tp[50005]; int dp[50005][5]; //第二维表示该点与其父亲的连边的小兵的通行情况 //0: 没有小兵通行 //1:有一路已经右拐的小兵 //2:有一路还没右拐的小兵 int dfs(int pos,int c) { if(dp[pos][c]!=-1)return dp[pos][c]; vis[pos]=true; if(tp[pos]) { vis[pos]=false; if(c==0)dp[pos][c]=0; else dp[pos][c]=INF; return dp[pos][c]; } vector<int> v; if(pos==1) { v.push_back(e[1][0]); } else { bool flag=false; int cnt=0; for(int i=0;cnt<e[pos].size()-1;i=(i+1)%e[pos].size()) { int &p=e[pos][i]; if(vis[p]) { if(!flag)flag=true; continue; } if(!flag)continue; v.push_back(p); cnt++; } } if(v.size()==0) { if(c==0)dp[pos][c]=1; else dp[pos][c]=0; } else if(v.size()==1) { dp[pos][c]=dfs(v[0],c); } else { int &L=v[0],&R=v[1]; dp[pos][2]=min(min(dfs(L,2)+dfs(R,1),dfs(L,1)+dfs(R,2)),min(dfs(L,1)+dfs(R,0),dfs(L,0)+dfs(R,1))); dp[pos][1]=dfs(L,1)+dfs(R,1); dp[pos][0]=min(dfs(L,0)+dfs(R,0),min(dp[pos][1],dp[pos][2])+1); dp[pos][0]=min(dp[pos][0],INF); dp[pos][1]=min(dp[pos][1],INF); dp[pos][2]=min(dp[pos][2],INF); } vis[pos]=false; return dp[pos][c]; } int main() { // freopen("1.txt","r",stdin); // freopen("2.txt","w",stdout); while(scanf("%d%d",&n,&m)==2&&(n||m)) { for(int i=1;i<=n;i++) { e[i].clear(); int c; scanf("%d",&c); for(int j=0;j<c;j++) { int p; scanf("%d",&p); e[i].push_back(p); } } memset(tp,0,sizeof(tp)); for(int i=0;i<m;i++) { int p; scanf("%d",&p); if(p!=1)tp[p]=true; } memset(dp,-1,sizeof(dp)); memset(vis,0,sizeof(vis)); printf("%d\n",dfs(1,0)); } return 0; }
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