有依赖的背包问题
问题模型
- 有 (N) 个物品和一个容量是 (V) 的背包。物品之间具有依赖关系，且依赖关系组成一棵树的形状。如果选择一个物品，则必须选择它的父节点。
如下图所示： 
- 如果选择物品 (5)，则必须选择物品 (1) 和 (2) 。这是因为 (2) 是 (5) 的父节点，(1) 是 (2) 的父节点。
每件物品的编号是 (i)，体积是 (v_i)，价值是 (w_i)，依赖的父节点编号是 (p_i)。物品的下标范围是 (1…N)。 - 求解将哪些物品装入背包，可使物品总体积不超过背包容量，且总价值最大。输出最大价值。
输入格式
第一行有两个整数 (N,V)，用空格隔开，分别表示物品个数和背包容量。
接下来有 (N) 行数据，每行数据表示一个物品。
第 (i) 行有三个整数 (v_i,w_i,p_i)，用空格隔开，分别表示第 (i) 物品的体积、价值和依赖的物品编号。如果 (p_i=−1)，表示根节点。 数据保证所有物品构成一棵树。
输出格式
输出一个整数，表示最大价值。
输入样例
5 7
2 3 -1
2 2 1
3 5 1
4 7 2
3 6 2
样例输出
11
数据范围
(1le N,Vle 100,1le v_i,w_ile 100)
分析
有依赖的背包目前见的题目比较少，顾名思义，有依赖的背包里的物品的选择是有依赖的，即选择一个物品，就必须先选某个物品。这个必须先选的物品我们称之为依赖物品。
一般地，某个物品的依赖物品只有一个（如果有多个的话可以考虑把出题人挂在树上）（但某个物品可以同时被多个物品依赖）
首先我们得表示出来物品的依赖关系，考虑到物品 (i) 的依赖物品只有 (1) 个，所以可以用父子关系来表示，自然而然的想到用树。
- 对于物品 (i) ,我们要 (dp) 出以 (i) 为根的子树中，体积为 (j) 时的最大权值和。
- 考虑 (i) 的每个儿子，（由于是从下往上 (dp) ,所以 (i) 的儿子的 (dp) 值已经算好了）我们需要考虑从以 (i) 的第 (j) 个儿子为根的子树中选几个节点;
- 同时我们已经知道了第 (j) 个儿子的所有 (dp) 值，所以不妨把以第 (j) 个儿子为根的子树看做一组物品，且我们已经知道分配给这组物品 (x) 的体积时，最大值是多少。
- 所以就相当于对每个节点做分组背包。同时注意一点，在考虑以 (i) 为根的子树的时候，点 (i) 是必选的，要注意这一点。
Code
#include <bits/stdc++.h>
const int maxn=1e2+5,maxv=1e2+5;
struct Edge{
int to,next;
}e[maxn];
int dp[maxn][maxv];//dp[i][j]:表示以i为根的子树包括i在j的背包的最大价值
int N,V,w[maxn],c[maxn],p[maxn];
int head[maxn],len;
void Insert(int u,int v){
e[++len].to=v;e[len].next=head[u];head[u]=len;
}
void dfs(int u,int fa){
for(int i=head[u];i;i=e[i].next){//遍历u为根的子树
int v=e[i].to;
if(v==fa)continue;//建立的是单向边，这句其实是废话
dfs(v,u);//dp[v][j]求以v为根的子树包括根v，j的背包的最大价值
for(int j=V-w[u];j>=w[v];--j)//以u为根的子树，此时未包含根u，所以最多能用V-w[u]的背包
for(int k=w[v];k<=j;++k)//以v为根的子树使用了k的背包容量，其他已处理的u的其他子树占了j-k的背包
dp[u][j]=std::max(dp[u][j],dp[u][j-k]+dp[v][k]);//此时dp[v][k]包含了根v的最优，dp[u][j]和dp[u][j-k]均未包含根u
}
for(int i=V;i>=0;--i)//更新下dp[u][i]数组，把根u放到背包里去
if(i<w[u])dp[u][i]=0;//此处坑点，一定要给清0,因为不足w[u]的背包根本就放不下u,所以为0
else dp[u][i]=dp[u][i-w[u]]+c[u];//能放下u的背包把u放进去
}
void Solve(){
scanf("%d%d",&N,&V);
for(int i=1;i<=N;++i){
scanf("%d%d%d",&w[i],&c[i],&p[i]);
if(p[i]==-1)Insert(0,i);//把0作为树根
else Insert(p[i],i);
}
dfs(0,-1);
printf("%d
",dp[0][V]);
}
int main(){
Solve();
return 0;
}
时间效率：每个点均要访问一次，对每个点来说需要 (v^2)，总的时间效率为：(O(n*v^2))。
金明的预算方案
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此题的出现才提出了依赖背包的模型，可以说是依赖背包的开山之作，但此题的数据范围 (vle 3.2 e 4) 显然上面的方法无法解决，实际上用上面的模板只能拿到 (40)分.
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我们来分析下此题和模板的不同，模板就是一棵树，树的深度没有限制，节点的儿子数也没有限制，而此题是一个森林，深度最大为2,儿子节点u最多有2个，所以对每一个依赖来说，最多有五种可能：
- 一个都不选
- 只选主件
- 选主件和附件1
- 选主件和附件2
- 选主件和附件1、附件2
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这样对于没一组依赖问题就可以最多转化为5个单独的物品，这五个物品具有排他性，这就成了典型的分组背包问题。
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Code1(bug)
#include <bits/stdc++.h> const int maxn=60+5,maxv=3e4+5; int n,m; int w[maxn],c[maxn];//w[i],c[i]主件i的体积和价值 int fw[maxn][3],fc[maxn][2];//fw[i][0],fw[i][1],fw[i][2]主件i的附件个数，附件1的体积，附件2的体积，fc类似 int dp[maxv];//dp[i]在体积i的情况下的最大值 bool vis[maxn];//vis[i]记录i是否为主件 void Solve(){ scanf("%d%d",&n,&m); for(int i=1;i<=m;++i){ int v,p,q;scanf("%d%d%d",&v,&p,&q); if(!q){//i是主件 w[i]=v;c[i]=v*p;vis[i]=1; } else{//如果i是附件 fw[q][++fw[q][0]]=v; fc[q][++fc[q][0]]=v*p; } } for(int i=1;i<=m;++i){ if(!vis[i])continue;//如果是附件就pass for(int j=n;j>=w[i];--j){ dp[j]=std::max(dp[j],dp[j-w[i]]+c[i]);//考虑主件选与不选 if(fw[i][0]>0 && j>=w[i]+fw[i][1])// dp[j]=std::max(dp[j],dp[j-w[i]-fw[i][1]]+c[i]+fc[i][1]); if(fw[i][0]>1 && j>=w[i]+fw[i][2]) dp[j]=std::max(dp[j],dp[j-w[i]-fw[i][2]]+c[i]+fc[i][2]); if(fw[i][0]>1 && j>=w[i]+fw[i][2]+fw[i][1]) dp[j]=std::max(dp[j],dp[j-w[i]-fw[i][1]-fw[i][2]]+c[i]+fc[i][1]+fc[i][2]); } } printf("%d ",dp[n]); } int main(){ Solve(); return 0; } -
上面这份代码是网上题解最多的代码，这份代码结果不能算错，但是在转移上是存在问题的，因为数据范围 (0le v_ile 10^4) 就是说附件的体积可以为 0 ，如果某个主、附件的体积为0，那么就造成 (dp[j]==dp[j-w[i]]==dp[j-w[i]-fw[i][1]]) ，那么我们在转移的时候就可能造成主件就会被重复计算，比如在计算完主件 (dp[j]) 已经是包含了主件的最优，再考虑附件1时，因为主件和附件的体积为0，附件1转移时也是从已经选了主件的 (dp[j]) 转移过来，这样主件就被选了两次。
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不过此题不存在这样的问题，因为转移的价值是：(v[i]*p[i]) 当(v[i]==0) 时，实际上没有产生更多的价值，所以此题这样写也是没问题的。但遇到这样的问题以后最好写成滚动数组，让当前状态严格的从上一轮决策里转移过来。
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Code2
#include <bits/stdc++.h> const int maxn=60+5,maxv=3e4+5; int n,m; int w[maxn],c[maxn];//w[i],c[i]主件i的体积和价值 int fw[maxn][3],fc[maxn][3];//fw[i][0],fw[i][1],fw[i][2]主件i的附件个数，附件1的体积，附件2的体积，fc类似 int dp[2][maxv];//dp[i]在体积i的情况下的最大值 bool vis[maxn];//vis[i]记录i是否为主件 void Solve(){ scanf("%d%d",&n,&m); for(int i=1;i<=m;++i){ int v,p,q;scanf("%d%d%d",&v,&p,&q); if(!q){//i是主件 w[i]=v;c[i]=v*p;vis[i]=1; } else{//如果i是附件 fw[q][++fw[q][0]]=v; fc[q][++fc[q][0]]=v*p; } } int x=0; for(int i=1;i<=m;++i){ if(!vis[i])continue;//如果是附件就pass x=!x;//滚动数组 for(int j=n;j>=0;--j){//注意滚动数组j一定要遍历到0 if(j<w[i])dp[x][j]=dp[!x][j];//注意：不能放i这个主件可能放了其他主件 if(j>=w[i]) dp[x][j]=std::max(dp[!x][j],dp[!x][j-w[i]]+c[i]);//考虑主件选与不选 if(fw[i][0]>0 && j>=w[i]+fw[i][1]) dp[x][j]=std::max(dp[x][j],dp[!x][j-w[i]-fw[i][1]]+c[i]+fc[i][1]); if(fw[i][0]>1 && j>=w[i]+fw[i][2]) dp[x][j]=std::max(dp[x][j],dp[!x][j-w[i]-fw[i][2]]+c[i]+fc[i][2]); if(fw[i][0]>1 && j>=w[i]+fw[i][2]+fw[i][1]) dp[x][j]=std::max(dp[x][j],dp[!x][j-w[i]-fw[i][1]-fw[i][2]]+c[i]+fc[i][1]+fc[i][2]); } } printf("%d ",dp[x][n]); } int main(){ Solve(); return 0; }