bzoj1296 [SCOI2009]粉刷匠 分组背包/单调队列优化
2017-10-18 22:04
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题意:windy有 N 条木板需要被粉刷。 每条木板被分为 M 个格子。 每个格子要被刷成红色或蓝色。 windy每次粉刷,只能选择一条木板上一段连续的格子,然后涂上一种颜色。 每个格子最多只能被粉刷一次。 如果windy只能粉刷 T 次,他最多能正确粉刷多少格子? 一个格子如果未被粉刷或者被粉刷错颜色,就算错误粉刷。
这题太恐怖了QAQ,虽然模型还是能一步步推出来,但是脑洞好大。。
首先处理每一行的答案,设f[i][j]表示前j格刷i次的最大代价,n^3转移。
f[i][j]=max(f[i−1][k]+max(cnt[1][j..k],cnt[0][j..k]))
然后我们得到f以后,可以发现,我们可以把所有的f[1-m][m]看作m个物品,f[i][m]就是他的价值,他所在的行就是他所在的组,代价就是i。(一行最多刷m次)
那么这就是典型的分组背包模型,由于数据较小可以直接n^3。
设g[i][j]表示前i组,体积为j,转移:
g[i][j]=max(g[i][j],g[i−1][j−k]+a[i][k])
这个转移很好理解就不用说了吧。。
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~分割线
%%%ymw,搞出来了新的解法,根据单调队列优化多重背包的思想来做,这个方法更为直观,不过上一种也很好。
具体的话就是设f[i][j][k]表示从左到右,从上到下,刷到了第i行第j列,刷了最多k次的正确格子。
那么明显有f[i][j][k]=max(f[i][l−1][k−1]+w[l][j])
直接转移肯定爆炸。
然后发现w[l][j]=w[1][j]-w[1][l];
那么维护一下f[i][l-1][k-1]-w[1][l]就好啦
http://blog.csdn.net/qq_33229466/article/details/78279806
(ymw还不赶快感谢我帮你打广告。)
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首先处理每一行的答案,设f[i][j]表示前j格刷i次的最大代价,n^3转移。
f[i][j]=max(f[i−1][k]+max(cnt[1][j..k],cnt[0][j..k]))
然后我们得到f以后,可以发现,我们可以把所有的f[1-m][m]看作m个物品,f[i][m]就是他的价值,他所在的行就是他所在的组,代价就是i。(一行最多刷m次)
那么这就是典型的分组背包模型,由于数据较小可以直接n^3。
设g[i][j]表示前i组,体积为j,转移:
g[i][j]=max(g[i][j],g[i−1][j−k]+a[i][k])
这个转移很好理解就不用说了吧。。
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具体的话就是设f[i][j][k]表示从左到右,从上到下,刷到了第i行第j列,刷了最多k次的正确格子。
那么明显有f[i][j][k]=max(f[i][l−1][k−1]+w[l][j])
直接转移肯定爆炸。
然后发现w[l][j]=w[1][j]-w[1][l];
那么维护一下f[i][l-1][k-1]-w[1][l]就好啦
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#include<iostream> #include<cstdio> #include<cstdlib> #include<cstring> #include<algorithm> using namespace std; const int N=55; const int inf=100000000; int n,m,T,f [N*N],a ; char ch ; int main() { scanf("%d%d%d",&n,&m,&T); for (int i=1;i<=n;i++) { scanf("%s",ch+1); for (int j=1;j<=m;j++) a[i][j]=ch[j]-'0'; } int tag0=0,tag1=0,mx1=0,mx0=0; for (int k=1;k<=T;k++) for (int i=1;i<=n;i++) for (int j=1;j<=m;j++) { int x=i,y=j-1; if (!y) x--,y=m,tag0=tag1=0,mx0=mx1=f[x][y][k-1]; f[i][j][k]=f[x][y][k]; if (!a[i][j]) f[i][j][k]=max(f[i][j][k],mx1+tag1+1),tag1++,mx0=max(mx0,f[i][j][k-1]-tag0); else f[i][j][k]=max(f[i][j][k],mx0+tag0+1),tag0++,mx1=max(mx1,f[i][j][k-1]-tag1); } printf("%d",f [m][T]); return 0; }
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