CF1442D - Sum
自己的想法
这种题大概有两种办法：
- 贪心
- 动态规划
- 网络流？
首先思考贪心。
- 考虑怎样选一定不会更劣。但是考虑不出来啊？
- 考虑选最大数。选目前最大数的前提条件是把最大数之前的都选了。这样就未必是最优的了。
反悔贪心。真的能反悔吗？？
考虑网络流？
- 首先源点向某个点连边。流量为 (k) ，费用为0.
- 然后每个数组的每个数，它前一个向他连边，流量为 1，费用为这个数的权值。
- 每个数向汇点连边，费用为 0，流量为 1
- 不过这样好像没限制是否只能走 (k) 个点。
考虑动态规划？
- 不过应该有个暴力好像。
- 设 (s_{i,j}) 表示第 (i) 个序列的前 (j) 个数的和为 (s_{i,j})。然后再进行一波 ( ext{dp}) ，设 (g_{i,j}) 表示前 (i) 个序列，选了 (j) 个数最大权值，枚举第 (i) 个序列选了多少个有转移：(g_{i,j}=max_{k=0}^j{g_{i-1,j-k}+f_{i,k}}) 。这样的话复杂度是 (mathcal O(nk^2)) 的。
思考这个问题的特征是什么
- 它告诉你这个序列是不降序列。
最终还是没想出来。
题解
结论
有一个结论：必然至多存在一个序列满足这里面只选了一个数。
如果有两个序列 (a_x) 和 (a_y) 都没有全选，设 (a_{x,1}sim a_{x,p}) 都选了并且 (a_{y,1}sim a_{y,q}) 都选了。不妨设 (a_{x,p+1}>a_{y,q+1}) ，那么 (sum_{i=1}^k a_{x,p+k}ge sum_{i=1}^ka_{y,q-i+1}) 。即将 (a_{y,q-k+1}sim a_{y,q}) 换为 (a_{x,p+1}sim a_{x,p+k}) 这些数和不会更差。所以必然存在一种选法满足最多一个序列没有选满。
做法
那么只要枚举每个序列当成没有选满的序列，然后其他序列跑背包。
如何求出去掉每个数后的 ( ext{dp}) 数组？
考虑分治。分治树是一颗线段树，相当于在 ( ext{dfs}) 一棵线段树。用一个 ( ext{dp}) 数组，在刚 ( ext{dfs}) 到这个结点的时候，( ext{dp}) 数组的值应该是去掉这个节点所代表的区间，剩下的所有数计算出的 ( ext{dp}) 数组。每次 ( ext{dfs}) 到他的两个子节点，会先加上右边一半再 ( ext{dfs}) 左边，再从初始状态加上左边一半 ( ext{dfs}) 右边一半。
代码
#include <cstdio>
#include <vector>
#include <cstring>
using namespace std;
const long long NN = 3e3 + 5, NK = 3e3 + 5;
long long N, K, len[NN], f[NN], ans;
vector<long long> seq[NN];
void Upd(long long siz, long long val) {
for (long long i = K; i >= siz; --i) {
f[i] = max(f[i], f[i - siz] + val);
}
}
void Divide(long long L, long long R) {
if (L == R) {
for (long long i = 0; i <= min((long long)len[L], K); ++i)
ans = max(ans, f[K - i] + seq[L][i]);
return ;
}
long long mid = (L + R) / 2;
long long rec[NK];
for (long long i = 0; i <= K; ++i)
rec[i] = f[i];
for (long long i = mid + 1; i <= R; ++i)
Upd(len[i], seq[i][len[i]]);
Divide(L, mid);
for (long long i = 0; i <= K; ++i)
f[i] = rec[i];
for (long long i = L; i <= mid; ++i)
Upd(len[i], seq[i][len[i]]);
Divide(mid + 1, R);
}
int main() {
freopen("sum.in", "r", stdin);
freopen("sum.out", "w", stdout);
scanf("%lld%lld", &N, &K);
for (long long i = 1; i <= N; ++i) {
scanf("%lld", &len[i]);
seq[i].push_back(0);
for (long long j = 1; j <= len[i]; ++j) {
long long x;
scanf("%lld", &x);
seq[i].push_back(x);
}
for (long long j = 1; j <= len[i]; ++j)
seq[i][j] = seq[i][j - 1] + seq[i][j];
}
memset(f, 0x8f, sizeof(f));
f[0] = 0;
Divide(1, N);
printf("%lld
", ans);
fclose(stdin);
fclose(stdout);
return 0;
}
复盘
需要先想到暴力，然后再想到结论，再用优化。
暴力很容易想。
可以发现如果暴力 (g_{i,j}) 转移的时候可以去掉枚举的复杂度，那么就不会TLE。或许这样就可以想到，如果真的每个数组要么都选，要么不都选了。这可能需要一些突发奇想，才能想到这个结论吧。
优化其实可以这样想。先想到去掉每个数后的问题有很多相同部分。然后想到用分治利用共同部分？