qbxt Day3 DP+DP+贪心
来源:互联网 发布:pc网络电视直播软件 编辑:程序博客网 时间:2024/05/16 15:41
非树边——> 返祖边;
T1
树形DP?
复杂度O(n)~;
topsort(防爆栈),或dfs处理树的信息,并求出拓扑序;
因为topsort+dfs更清晰(我作死),所以我都用了;
思路:
以1为根处理树上信息:子树大小,父结点;
f[x]:表示x的子节点到x距离和;
f[x]=f[v]+sz[v], v为x的儿子;
原因:v到x的有一条边,总和要加sz[v]*1,
g[x]:除子节点以外的所有点到x的距离和;
g[x]=g[fa[x]]+sz[1]-sz[fa[x]]+f[j]+sz[j]*2; j为兄弟,
原因:画图很清晰;
g[fa[x]]+sz[1]-sz[fa[x]]很显然;
sz[j]*2:x兄弟到x距离为2;
O(n)预处理,O(n)DP;
总结:
需要多练;
注意:
1.需要初始化1的父亲0;
2.第100行有两种情况;
3.DP的边界;
吐槽:
1.需要加手读优化(许多人没加,还没开始就超时了 hh~~);
2.除了第一、二个测试点,其他全是极限数据10^6;
3.四个测试点答案是66666,一点也不6!!! QAQ;
#include<iostream>#include<cstring>#include<cstdio>#include<algorithm>#include<queue>using namespace std;const int MAXN=2000001;int fst[MAXN],nxt[MAXN],sz[MAXN],f[MAXN],g[MAXN],deep[MAXN];int tot,n,num,root=1,sx[MAXN],fa[MAXN];bool vis[MAXN];struct hh{ int from,to;}ma[MAXN];void read(int &a){ int ss=0,flag=1; char c=getchar(); while(c<'0' || c>'9') { if(c=='-') flag=-1; c=getchar(); } while(c>='0' && c<='9') ss=ss*10+c-'0',c=getchar(); a=ss*flag; return;}void build(int f,int t){ tot++; ma[tot]=(hh){f,t},nxt[tot]=fst[f]; fst[f]=tot; return;}void dfs(int x,int f){ sz[x]=1,fa[x]=f; for(int i=fst[x];i;i=nxt[i]) { int v=ma[i].to; if(v==f) continue; dfs(v,x),sz[x]+=sz[v]; } return;}void topsort(){ queue<int>q; q.push(1),vis[1]=1; sx[++num]=1; while(!q.empty()) { int x=q.front(); q.pop(); for(int i=fst[x];i;i=nxt[i]) { int v=ma[i].to; if(!vis[v]) { q.push(v); vis[v]=1; sx[++num]=v; } } } return;}void solve(){ read(n); for(int i=1;i<n;i++) { int x,y; read(x),read(y); build(x,y); build(y,x); } dfs(1,0); topsort(); memset(f,0,sizeof(f)),memset(g,0,sizeof(g)); for(int i=num;i>=1;i--) { int x=sx[i]; for(int j=fst[x];j;j=nxt[j]) { int v=ma[j].to; if(v==fa[x]) continue; f[x]+=f[v]+sz[v]; } } sz[0]=sz[1]+1; f[0]=f[1]+sz[1]; for(int i=1;i<=num;i++) { int sum=0,tot=0; int x=sx[i]; for(int j=fst[fa[x]];j;j=nxt[j]) { int v=ma[j].to; if(v==x || v==fa[fa[x]]) continue; sum+=f[v],tot+=sz[v]; } g[x]=g[fa[x]]+sz[root]-sz[fa[x]]+1+sum+2*tot; } int ans=-1,ans2; for(int i=1;i<=n;i++) { if(ans<f[i]+g[i]) { ans=f[i]+g[i]; ans2=i; } } cout<<ans2;}int main(){ solve(); return 0;}
T2:
O(n)的DP
注意:
因为可能答案<0;
注意初始化!!!!
总结:
对于答案可能<0的题要初始化为极小值(注意边界);
#include<iostream>#include<cstdio>#include<cstring>#include<algorithm>using namespace std;const int MAXN=100001,inf=2147438647;typedef long long ll;ll dp1[MAXN],dp2[MAXN],f1[MAXN],f2[MAXN];ll n,a[MAXN],ans=-inf;void solve(){ cin>>n; for(ll i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&a[i]); dp1[0]=dp2[n+1]=f1[0]=f2[n+1]=-inf; for(ll i=1;i<=n;i++) { dp1[i]=max(a[i],dp1[i-1]+a[i]); f1[i]=max(f1[i-1],dp1[i]); dp2[n-i+1]=max(a[n-i+1],dp2[n-i+2]+a[n-i+1]); f2[n-i+1]=max(f2[n-i+2],dp2[n-i+1]); } for(ll i=1;i<=n;i++) ans=max(ans,f1[i]+f2[i+1]); cout<<ans<<endl;}int main(){ solve(); return 0;}
还有一种做法,自己乱搞出来了(注意边界!!!);
复杂度O(n);
answer=max {ans[i]-ans[j]+ans[k]-ans[v]};
所以维护四个数值:
s1:第一段区间前面的数的和,ans[v];
s2:第一段区间的和的最大值,ans[k]-ans[v];
s3: -ans[j]+ans[k]-ans[v];
s4:两段区间的和的最大值,ans[i]-ans[j]+ans[k]-ans[v];
先更新s4,保证其他数均在它前面,s3,s2同理;
边界:
s2,s3,s4设为极小值;
对于s1分类讨论:
若a[1]>0 则选上a[1]不会让答案更小,所以此时的s2=a[1],s1=0;
若a[1]<0 则选上a[1]一定不会让答案更大,所以此时s2中不包含a[1];
ps. 当然若全为负,但a[1]最大,就另当别论了,此时算法是O(nlogn),需要特判,我懒得写了;
这种解法还需要特判n=2的情况;
所以直接DP更好;
这种方法也不差
#include<iostream>#include<cstdio>#include<algorithm>#include<cstring>using namespace std;int a[1000001],n,inf=214748364,ans[1000001];int s1,s2=-inf,s3=-inf,s4=-inf,sum;void solve(){ scanf("%d",&n); for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&a[i]),ans[i]=ans[i-1]+a[i]; if(a[1]<0) s1=a[1]; else s1=0; if(n==2) {cout<<ans[2];return;} for(int i=2;i<=n;i++) { s4=max(ans[i]+s3,s4); s3=max(-ans[i]+s2,s3); s2=max(ans[i]-s1,s2); s1=min(ans[i],s1); } cout<<s4<<endl; return;}int main(){ solve(); return 0;}
T3
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