【洛谷1654/BZOJ4318】OSU！（期望DP）

题目：

洛谷1654

分析：

本人数学菜得要命，这题看了一整天才看明白……

先说说什么是“期望”。不太严谨地说，若离散型随机变量（可以看作“事件”）(X)取值为(x_i)的概率为(p_i)，则它的期望(E(X))为：

[E(X)=sum_i x_ip_i ]

（下面大段胡扯可以跳过）

举个例子：Monster of the Mouth设计了一款游戏，从某知名OIer兔崽子2018年9月21日-22日在BZOJ上的提交记录中随机抽一个，如果是AC则Inspector_Javert请兔崽子吃九根烤肠，否则兔崽子请Inspector_Javert吃三根烤肠，Inspector_Javert期望吃到多少根烤肠？
首先我们看一眼兔崽子的提交记录，发现他在这两天内提交了(12)次，其中(2)次AC，(4)次CE，(3)次MLE，(1)次TLE，(1)次WA，(1)次RE （印证了那句名言：AC率这么低/CE率这么高一定是用提交框写代码的兔崽子）
那么Inspector_Javert损失九根烤肠的概率(P(-9)=frac{2}{12}=frac{1}{6})

Inspector_Javert得到三根烤肠的概率(P(3)=frac{4+3+1+1+1}{12}=frac{5}{6})

则期望(E(X)=-9*frac{1}{6}+3*frac{5}{6}=1)

所以Inspector_Javert期望吃到(1)根烤肠

说成人话，平均每玩一次Inspector_Javert就能得到一根烤肠。如果Inspector_Javert和兔崽子玩了(n)次，当(n)趋于正无穷时，Inspector_Javert比兔崽子多吃到烤肠的数量趋于(n)

（烤肠真香）

期望有一个很重要的性质：线性性。即对于两个随机变量(X)和(Y)，存在

[E(X+Y)=E(X)+E(Y) ]

继续上面的例子：如果Inspector_Javert和另一个知名OIer小恐龙也玩了上面的那个游戏，那么如果(X)表示Inspector_Javert多吃的烤肠总数，(X_1)表示比兔崽子多吃的烤肠数，(X_2)表示比小恐龙多吃的烤肠数，则

[E(X)=E(X_1)+E(X_2) ]

人话：比两个OIer多吃的=比兔崽子多吃的+比小恐龙多吃的（这个很显然吧）

(然而小恐龙AC率爆表导致Inspector_Javert期望损失惨重……qwq)

言归正传，来冷静分析这道题的一个弱化版：得分是极长'1'串的长度，而非长度的立方。首先肯定能想到dp，用(f_i)表示前(i)个位置的期望得分。同时，用(g_i)表示以(i)结尾的极长'1'串的长度的期望，(p_{i,j})表示以(i)结尾的极长'1'串长为(j)的概率。输入数据记作(p'_i)，(p'_0=0)
注意此处以(i)结尾的极长'1'串的定义为满足位置((j-1))的数为(0)的全'1'串([j,i])（即不考虑位置(i)后面的情况）
显然有(p_{i,j}=p_{i-1,j-1}*p'_i)，(p_{i,0}=1-p'_i)
由期望的定义可得

[g_i=sum_{k=0}^i p_{i,k}*k=sum_{k=1}^i p_{i,k}*k ]

[g_{i-1}=sum_{k=0}^{i-1} p_{i-1,k}*k ]

给下面的式子乘上(p'_i)，就得到

[egin{aligned} g_{i-1}*p'i & =sum_{k=0}^{i-1} p_{i,k+1}*k\ &=sum_{k=1}^{i} p_{i,k}*(k-1)\ &=sum_{k=1}^{i} p_{i,k}*k-sum_{k=1}^{i} p_{i,k}\ end{aligned} ]

可以发现第一项就是(g_i)，而(sum_{k=1}^{i}p_{i,k})就等于(p'_i)（因为所有(p_{i,k})不重不漏地包含了位置(i)为(1)的所有情况）。于是我们得到一个递推式：

[g_i=p'_i*(g_{i-1}+1) ]

根据期望的线性性，前(i)点的期望得分=前(i-1)点的期望得分+(i)点的期望得分（也就是长度）
所以DP方程就是(f_i=f_{i-1}+g_i)？
恭喜你gg了
注意，当(i)点为(1)时，以(i-1)结尾的'1'串不再是“极长”的（这里“极长”是题目中的定义而非上文中的定义），它们不再作出贡献。所以事实上如果(i)点为(1)，我们有(p'_i)的概率获得(g_{i-1})的损失，也就是说期望损失为(p'_i*g_{i-1})
所以DP方程应该是

[f_i=f_{i-1}+g_i-g_{i-1}*p'_i ]

现在考虑，如果得分是极长'1'串长度的平方呢？（注意期望的平方不等于平方的期望）我们记以(i)结尾的极长'1'串长度的平方为(g'_i)，同理可得

[g'_i=sum_{k=0}^i p_{i,k}*k^2=sum_{k=1}^i p_{i,k}*k^2 ]

那么

[egin{aligned} g'_{i-1}*p'_i&=sum_{k=0}^{i-1}p_{i,k+1}*k^2\ &=sum_{k=1}^ip_{i,k}*(k-1)^2\ &=sum_{k=1}^ip_{i,k}*(k^2-2k+1)\ &=g'_i-2g_i+p'_i end{aligned} ]

得到递推式

[egin{aligned} g'_i&=g'_{i-1}*p'_i+2g_i-p'_i\ &=g'_{i-1}*p'_i+2(g_{i-1}+1)*p'_i-p'_i\ &=p'_i*(g'_{i-1}+2g_{i-1}+1) end{aligned} ]

那么最终的DP方程就是（和上面的几乎一模一样）

[f_i=f_{i-1}+g'_i-g'_{i-1}*p'_i ]

得分是长度三次方的情况（原题）和平方的情况非常相似，读者可以自行脑补。

代码：

说了这么多，代码其实非常短……

#include <cstdio>
#include <algorithm>
#include <cstring>
#include <iostream>
#include <iomanip>
using namespace std;
namespace zyt
{
	const int N = 1e5 + 10;
	double f[N], g[N][3];
	int work()
	{
		ios::sync_with_stdio(false);
		cin.tie(0);
		int n;
		cin >> n;
		for (int i = 1; i <= n; i++)
		{
			double p;
			cin >> p;
			g[i][0] = p * (g[i - 1][0] + 1);
			g[i][1] = p * (g[i - 1][1] + g[i - 1][0] * 2 + 1);
			g[i][2] = p * (g[i - 1][2] + 3 * g[i - 1][1] + 3 * g[i - 1][0] + 1);
			f[i] = f[i - 1] + g[i][2] - g[i - 1][2] * p;
		}
		cout.setf(ios::fixed);
		cout << setprecision(1) << f[n];
		return 0;
	}
}
int main()
{
	return zyt::work();
}