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两种做法我都写写
解法1: 动态规划 + W Q S 二分 动态规划+WQS二分 动态规划+WQS二分
解法2: 反悔贪心 反悔贪心 反悔贪心
首先有这样两个性质:
1. 1. 1. 假设初始灯的颜色都相同和变色方案相同,将 R R R 盏蓝灯变成红色和将 N − R N-R N−R 盏红灯变成蓝色的结果都是一样的。
2. 2. 2. 最优方案变色的灯一定是不连续的。
性质 2 2 2 的证明可以考虑反证法,比较显然
那么基于 性质 2 2 2 我们可以将 a i ← a i − 1 + a i a_i \gets a_{i-1} +a_i ai←ai−1+ai (为方便,后文的 a i a_i ai 均为转化后的) ,在计算时避免连续的变色的灯即可
那我们可以先考虑 D P DP DP
f 0 / 1 , i , j : 考虑前 i 个位置,选了 j 个位置变色,第 i 个位置是否变色的最大值 f_{0/1,i,j} : 考虑前i个位置,选了j个位置变色,第i个位置是否变色的最大值 f0/1,i,j:考虑前i个位置,选了j个位置变色,第i个位置是否变色的最大值
直接转移是 O ( n 2 ) O(n^2) O(n2) 的,需要优化
设 c n t cnt cnt 为需要变色的个数 , f ( c n t ) f(cnt) f(cnt) 是其答案,那么可以明显得知 f ( c n t ) f(cnt) f(cnt) 的函数图像为一个 上凸壳 ,那么就可以 使用 W Q S 二分 WQS二分 WQS二分 ,去掉 j j j 这一维
优化后为 O ( n log W ) O(n\log{W}) O(nlogW)
至于内部的 D P DP DP 还是比较简单的,可以看看代码
#include
#define rep(i, l, r) for (int i = l; i <= r; ++i)
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N = 200005;
int n, R;
int a[N],b[N];
struct node {
int num; ll val;
node() {}
node(int _num, ll _val) : num(_num), val(_val) {}
bool operator<(const node &rhs) const { return val == rhs.val ? num < rhs.num : val < rhs.val; }
node operator+(const node &rhs) const { return node(num + rhs.num, val + rhs.val); }
};
node max(node x, node y) { return x < y ? y : x; }
node check(int k) {
node f0(0, 0), f1(0, 0);
rep(i, 1, n) {
node tmp = max(f0 + node(1, b[i] - k), f1);
f0 = max(f0, f1);
f1 = tmp;
}
return f1;
}
int main() {
scanf("%d%d", &n, &R);R = min(R, n - R);
rep(i, 1, n - 1) { scanf("%d", &a[i]); }
rep(i, 1, n) { b[i] = a[i - 1] + a[i]; }
int l=0,r=2e9;
while(l
每次贪心的选取 a i a_i ai ,但很容易被 H a c k Hack Hack 掉
比如给定的序列为 { 4 , 4 , 5 , 4 , 4 } \{4,4,5,4,4\} {4,4,5,4,4} ,需要选两个灯
但是反悔贪心就不会
具体反悔过程如下 :
不断用单调队列维护即可
#include
#include
#include
#include
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=2e5+7;
int n,r;
int a[N],pre[N],nxt[N];
ll val[N],ans;
bool vis[N];
priority_queue > q;
int main(){
scanf("%d%d",&n,&r) ; r=min(r,n-r);
for(int i=1;i
也参考了别人的博客,自己综合了一下