一、题目
二、解法
答案上界显然是 (n)，我们考虑怎么样把答案变小，显然我们要考虑怎么合理利用操作二。
我们用图论模型考虑操作的结构，如果对 (u,v) 使用了操作二，那么我们把 ((u,v)) 连边。不难发现最优解的图一定是操作二的一个森林，因为如果操作二成环那么肯定没有直接使用操作一要好。
那么要求这个森林可以用状压 (dp) 的技巧解决，关键问题是如果判断集合 (s) 是否能成为一棵树。
这个问题比较复杂，可以考虑枚举法，假设我们已经枚举出了树的结构和每个点的点权：
如果我们不考虑那个 (+1)，发现每个点的贡献只和其深度有关，那么我们最后列出来的方程就是：奇数位置的点权(-)偶数位置的点权(=0)，把 (+1) 考虑进去的话那么每个 (+1) 可以任意贡献 (+1/-1)，所以可以列出方程：
[|sum_{i=1}^{sz}(-1)^{dep_i}cdot v_i|<sz sum_{i=1}^sv_i=szmod 2
]
暴力子集枚举是 (O(3^n))，可以考虑折半搜索，也就是把两边的所有情况枚举出来，时间复杂度 (O(2^{frac{|S|}{2}}))，然后 ( t two-pointers) 合并即可，总时间复杂度 (O((1+sqrt 2)^n))，证明：
[sum_{Sin U}2^{frac{|S|}{2}}=sum_{Sin U}sqrt 2^{|S|}=sum_{i=0}^nsqrt 2^icdot{nchoose i}=(1+sqrt 2)^n
]
最后考虑怎么状压 (dp)，好像还是要用子集枚举啊，但是这道题比较特殊可以加点剪枝，考虑刷表法，如果 (f[s]) 已经被组合出来过了就那它就不去更新，也就是我们只拿最基本的单位去更新，时间复杂度 (O(3^n)) 还是快啊。
三、总结
本题使用了推结论的两大技巧：一是观察操作结构然后转图论模型；而是枚举法确定状态推出真正有关的量。我觉得枚举法是真的神奇，通过枚举我们可以知道所有信息，然后分析枚举后的状态看什么信息才是真正需要的。
子集枚举的优化技巧也值得借鉴，折半搜索那个复杂度是真的牛逼，还可以考虑有效转移来剪枝。
#include <cstdio>
#include <iostream>
using namespace std;
#define int long long
const int M = 1<<20;
int read()
{
int x=0,flag=1;char c;
while((c=getchar())<'0' || c>'9') if(c=='-') flag=-1;
while(c>='0' && c<='9') x=(x<<3)+(x<<1)+(c^48),c=getchar();
return x*flag;
}
int n,m,a[25],b[25],f[M],sl[M],sr[M];
int Abs(int x) {return x>0?x:-x;}
void get(int *s,int &k,int l,int r)
{
s[0]=0;
static int ad[M],sb[M];
for(int i=l;i<r;i++,k<<=1)
{
for(int j=0;j<k;j++)
ad[j]=s[j]+b[i],sb[j]=s[j]-b[i];
int p=0,q=0,t=0;
while(p<k && q<k) s[t]=ad[p]<sb[q]?ad[p++]:sb[q++],t++;
while(p<k) s[t]=ad[p++],t++;
while(q<k) s[t]=sb[q++],t++;
}
}
int check(int s)
{
int sz=0,sum=0,l=1,r=1;
for(int i=0;i<n;i++)
if(s&(1<<i)) b[sz++]=a[i],sum+=a[i];
if(Abs(sum)%2!=(sz-1)%2) return 0;
get(sl,l,0,sz/2);
get(sr,r,sz/2,sz);
int nd=1+(Abs(sum)<sz)*2;
for(int i=r-1,j=0;i>=0;i--)
{
while(j<l && sl[j]+sr[i]<=-sz) j++;
for(int k=j;k<l && nd && sl[k]+sr[i]<sz;k++)
nd--;
}
return !nd;
}
signed main()
{
n=read();
for(int i=0;i<n;i++)
{
a[i]=read();
if(!a[i]) {i--;n--;continue;}
}
m=(1<<n)-1;
for(int s=1;s<=m;s++)
if(!f[s] && check(s))
{
f[s]=1;int cs=m-s;
for(int t=cs;t;t=(t-1)&cs)
f[s|t]=max(f[s|t],f[s]+f[t]);
}
printf("%lld
",n-f[m]);
}