BZOJ 3675 APIO2014 序列切割 斜率優化DP
阿新 • • 發佈:2017-06-26
0.00 由於 article splay 1.2 tail cti 2.7 www
那麽會推出來
題意:鏈接
方法:斜率優化DP
解析:這題BZ的數據我也是跪了,特意去網上找到當年的數據後面二十個最大的點都過了。就是過不了BZ。
看到這道題自己第一發DP是這麽推得:
設f[i][j]是第j次分第i個的最大得分。
那麽會推出來f[i][j]=max(f[k][j?1]+sum[i k]?sum[1 k?1]或(sum[k i]?sum[i+1 n])) 然後我發現這個式子的復雜度非常高暫且不說。就光那個或的討論就非常費勁。
於是想了想就放棄了這個念頭。中規中矩的去想。
依照以往的思路設出狀態f[i][j]代表前i個分j次的最大得分。
能推出轉移方程
f[i][j]=max(f[k][j?1]+sum[k]?(sum[j]?sum[k]))
之後對於例子手寫一遍看出它的正確性後進行後面的討論
我們發現假設n^2的枚舉是肯定不行的。所以才去一種方式進行維護,由於有k的元素的存在,所以從斜率角度入手。
詳細推導過程就不寫了,得出的結果是:
f[j][tmp異或1]?f[k][tmp異或1]+s um[k]2?sum[j]2sum[k]?sum[j]<=sum[i]
則說明k比j優。
所以尾部就是維護g[j,k]
代碼:
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <iostream>
#include <algorithm>
#define N 100010
#define K 210
using namespace std;
typedef unsigned long long ll;
ll sum[N],a[N],f[N][2 ],q[N];
ll n,k;
int tmp;
ll fy(int j1,int j2,int d)
{
return f[j1][d]-f[j2][d]+sum[j2]*sum[j2]-sum[j1]*sum[j1];
}
ll fx(int j1,int j2)
{
return sum[j2]-sum[j1];
}
int main()
{
scanf("%llu%llu",&n,&k);
for(int i=1;i<=n;i++)
{
scanf("%llu",&a[i]);
sum[i]=sum[i-1]+a[i];
}
tmp=0;
for(int j=1;j<=k;j++)
{
tmp^=1;
int head=0,tail=0;
q[head]=0;
for(int i=1;i<=n;i++)
{
while(head<tail&&fy(q[head],q[head+1],tmp^1)<=fx(q[head],q[head+1])*sum[i])head++;
while(head<tail&&fy(q[tail-1],q[tail],tmp^1)*fx(q[tail],i)>=fy(q[tail],i,tmp^1)*fx(q[tail-1],q[tail]))tail--;
int t=q[head];
f[i][tmp]=f[t][tmp^1]+sum[t]*(sum[i]-sum[t]);
q[++tail]=i;
}
}
printf("%llu\n",f[n][tmp]);
}
BZOJ 3675 APIO2014 序列切割 斜率優化DP