作者: KSkun

[APIO2010]特别行动队 题解

[APIO2010]特别行动队 题解

题目地址:洛谷:【P3628】[APIO2010]特别行动队 – 洛谷、BZOJ:Problem 1911. — [Apio2010]特别行动队

题目描述

你有一支由 n 名预备役士兵组成的部队,士兵从 1 到 n 编号,要将他们拆分 成若干特别行动队调入战场。出于默契的考虑,同一支特别行动队中队员的编号 应该连续,即为形如(i, i + 1, …, i + k)的序列。 编号为 i 的士兵的初始战斗力为 xi ,一支特别行动队的初始战斗力 x 为队内 士兵初始战斗力之和,即x = x_i + x_{i+1} + \cdots + x_{i+k}

通过长期的观察,你总结出一支特别行动队的初始战斗力 x 将按如下经验公 式修正为 x':x'= ax^2+bx+c,其中 a, b, c 是已知的系数(a < 0)。 作为部队统帅,现在你要为这支部队进行编队,使得所有特别行动队修正后 战斗力之和最大。试求出这个最大和。

例如,你有 4 名士兵,x1=2,x2=2,x3=3,x4=4。经验公式中的参数为 a = –1, b = 10, c = –20。此时,最佳方案是将士兵组成 3 个特别行动队:第一队包含士兵 1 和士兵 2,第二队包含士兵 3,第三队包含士兵 4。特别行动队的初始战斗力分 别为 4, 3, 4,修正后的战斗力分别为 4, 1, 4。修正后的战斗力和为 9,没有其它 方案能使修正后的战斗力和更大。

输入输出格式

输入格式:
输入由三行组成。第一行包含一个整数 n,表示士兵的总数。第二行包含三 个整数 a, b, c,经验公式中各项的系数。第三行包含 n 个用空格分隔的整数 x1,x2,…,xn ,分别表示编号为 1, 2, …, n 的士兵的初始战斗力。

输出格式:
输出一个整数,表示所有特别行动队修正后战斗力之和的最大值。

输入输出样例

输入样例#1:

4 
-1 10 -20 
2 2 3 4 

输出样例#1:

9

说明

20%的数据中,n ≤ 1000;
50%的数据中,n ≤ 10,000;
100%的数据中,1 ≤ n ≤ 1,000,000,–5 ≤ a ≤ –1,|b| ≤ 10,000,000,|c| ≤ 10,000,000,1 ≤ xi ≤ 100

题解

首先这个题我们可以很容易写一个方程(s是x数组的前缀和)
dp[i] = \max\{ dp[j] + a * (s[i] - s[j])^2 + b * (s[i] - s[j]) + c \}
然后考虑斜率优化,把它弄成底下这个样子
2as[i]s[j] + dp[i] - as[i]^2 - bs[i] = dp[j] + as[j]^2 - bs[j] + c
那斜率就是s[i],维护上凸壳,类似[HNOI2008]玩具装箱 题解 & DP斜率优化原理与实现 | KSkun’s Blog一题来维护单调队列即可。

代码

// Code by KSkun, 2018/3
#include <cstdio>

typedef long long LL;

inline char fgc() {
    static char buf[100000], *p1 = buf, *p2 = buf;
    return p1 == p2 && (p2 = (p1 = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin), p1 == p2) ? EOF : *p1++;
}

inline LL readint() {
    register LL res = 0, neg = 1;
    char c = fgc();
    while(c < '0' || c > '9') {
        if(c == '-') neg = -1;
        c = fgc();
    }
    while(c >= '0' && c <= '9') {
        res = res * 10 + c - '0';
        c = fgc();
    }
    return res * neg;
}

const int MAXN = 1000005;

int n;
LL a, b, c, s[MAXN], q[MAXN], dp[MAXN], l, r;

inline LL sqr(LL x) {
    return x * x;
}

inline double slope(int x, int y) {
    return (dp[y] - dp[x] + a * (sqr(s[y]) - sqr(s[x])) - b * (s[y] - s[x])) / (2.0 * a * (s[y] - s[x]));
}

inline LL caldp(int i, int j) {
    dp[i] = dp[j] + a * sqr(s[i] - s[j]) + b * (s[i] - s[j]) + c;
}

int main() {
    n = readint();
    a = readint();
    b = readint();
    c = readint();
    for(int i = 1; i <= n; i++) {
        s[i] = s[i - 1] + readint();
    }
    l = 1;
    r = 0;
    q[++r] = 0;
    for(int i = 1; i <= n; i++) {
        while(l < r && slope(q[l], q[l + 1]) <= s[i]) l++;
        caldp(i, q[l]);
        while(l < r && slope(q[r], i) < slope(q[r - 1], q[r])) r--;
        q[++r] = i;
    }
    printf("%lld", dp[n]);
    return 0;
}
[CQOI2009]叶子的染色 题解

[CQOI2009]叶子的染色 题解

题目地址:洛谷:【P3155】[CQOI2009]叶子的染色 – 洛谷、BZOJ:Problem 1304. — [CQOI2009]叶子的染色

题目描述

给一棵m个结点的无根树,你可以选择一个度数大于1的结点作为根,然后给一些结点(根、内部结点和叶子均可)着以黑色或白色。你的着色方案应该保证根结点到每个叶子的简单路径上都至少包含一个有色结点(哪怕是这个叶子本身)。 对于每个叶结点u,定义c[u]为从根结点从U的简单路径上最后一个有色结点的颜色。给出每个c[u]的值,设计着色方案,使得着色结点的个数尽量少。

输入输出格式

输入格式:
第一行包含两个正整数m, n,其中n是叶子的个数,m是结点总数。结点编号为1,2,…,m,其中编号1,2,… ,n是叶子。以下n行每行一个0或1的整数(0表示黑色,1表示白色),依次为c[1],c[2],…,c[n]。以下m-1行每行两个整数a,b(1<=a < b <= m),表示结点a和b 有边相连。

输出格式:
仅一个数,即着色结点数的最小值。

输入输出样例

输入样例#1:

5 3
0
1
0
1 4
2 5
4 5
3 5

输出样例#1:

2

说明

M<=10000
N<=5021

题解

树形DP的模型。令dp[u][col]表示以u为根的子树,希望的最后一个节点为col的情况子树中最少染色数。转移方程如下。
dp[u][col] = \sum \min\{dp[v][col], dp[v][!col] + 1\}
其中v是u的儿子。
这个转移的含义是,如果儿子的要求与自己的要求一样,那么这个转移过程中不需要再染色。如果要求不一样,则把儿子染上色,再考虑根的事情。初始把每个叶子节点的c[u]颜色设为0,非c[u]颜色设为无穷大,转移上来即可。
如果我们枚举每个点是根的可能性,那么这个DP是O(n^2)的,数据范围承受不了。但是我们思考两个相邻点一个为根或另一个为根的情况,相邻点绝对不可能同色,那么情况只剩下一个染一个不染或者异色,两者为根并不会改变答案。可以假设我们已经得到了最优解,然后尝试把根的一个儿子拎上来这样理解。那么就证明了任意非叶子为根答案一样,任意指定一个非叶子节点为根即可。复杂度优化为O(n)

代码

// Code by KSkun, 2018/3
#include <cstdio>

#include <algorithm> 
#include <vector>

inline char fgc() {
    static char buf[100000], *p1 = buf, *p2 = buf;
    return p1 == p2 && (p2 = (p1 = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin), p1 == p2) ? EOF : *p1++;
}

inline int readint() {
    register int res = 0, neg = 1;
    char c = fgc();
    while(c < '0' || c > '9') {
        if(c == '-') neg = -1;
        c = fgc();
    }
    while(c >= '0' && c <= '9') {
        res = res * 10 + c - '0';
        c = fgc();
    }
    return res * neg;
}

// variables

const int MAXN = 10005, INF = 1e9;

std::vector<int> gra[MAXN];

int m, n, c[MAXN], dp[MAXN][2], ut, vt;

// dfs

inline void dfs(int fa, int u) {
    if(u <= n) {
        dp[u][c[u]] = 0;
        dp[u][c[u] ^ 1] = INF;
        return;
    }
    for(int i = 0; i < gra[u].size(); i++) {
        int v = gra[u][i];
        if(v == fa) continue;
        dfs(u, v);
        dp[u][0] += std::min(dp[v][0], dp[v][1] + 1);
        dp[u][1] += std::min(dp[v][1], dp[v][0] + 1);
    }
}

int main() {
    m = readint();
    n = readint();
    for(int i = 1; i <= n; i++) {
        c[i] = readint();
    }
    for(int i = 1; i < m; i++) {
        ut = readint();
        vt = readint();
        gra[ut].push_back(vt);
        gra[vt].push_back(ut);
    }
    dfs(0, m);
    printf("%d", std::min(dp[m][0], dp[m][1]) + 1);
    return 0;
}
[HNOI2011]括号修复 题解

[HNOI2011]括号修复 题解

题目地址:洛谷:【P3215】[HNOI2011]括号修复 – 洛谷、BZOJ:Problem 2329. — [HNOI2011]括号修复

题目描述

一个合法的括号序列是这样定义的:

  1. 空串是合法的。
  2. 如果字符串 S 是合法的,则(S)也是合法的。
  3. 如果字符串 A 和 B 是合法的,则 AB 也是合法的。

现在给你一个长度为 N 的由‘(‘和‘)’组成的字符串,位置标号从 1 到 N。对这个字符串有下列四种操作:

  1. Replace a b c:将[a,b]之间的所有括号改成 c。例如:假设原来的字符串为:))())())(,那么执行操作 Replace 2 7 ( 后原来的字符串变为:)(((((()(。
  2. Swap a b:将[a,b]之间的字符串翻转。例如:假设原来的字符串为:))())())(,那么执行操作 Swap 3 5 后原来的字符串变为:))))(())(。
  3. Invert a b:将[a,b]之间的‘(’变成‘)’,‘)’变成‘(’。例如:假设原来的字符串为:))())())(,那么执行操作 Invert 4 8 后原来的字符串变为:))((()(((。
  4. Query a b:询问[a,b]之间的字符串至少要改变多少位才能变成合法的括号序列。改变某位是指将该位的‘(’变成‘)’或‘)’变成‘(’。注意执行操作 Query 并不改变当前的括号序列。例如:假设原来的字符串为:))())())(,那么执行操作 Query 3 6 的结果为 2,因为要将位置 5 的‘)’变成‘(’并将位置 6 的‘(’变成‘)’。

输入输出格式

输入格式:
从文件input.txt中读入数据,输入文件的第一行是用空格隔开的两个正整数N和M,分别表示字符串的长度和将执行的操作个数。第二行是长度为N的初始字符串S。接下来的M行是将依次执行的M个操作,其中操作名与操作数之间以及相邻操作数之间均用空格隔开。

输出格式:
输出文件 output.txt 包含 T 行,其中 T 是输入的将执行的 M 个操作中 Query 操作出现的次数。Query 操作的每次出现依次对应输出文件中的一行,该行只有一个非负整数,表示执行对应 Query 操作的结果,即:所指字符串至少要改变多少位才能变成合法的括号序列。输入数据保证问题有解。

输入输出样例

输入样例#1:

4 5
((((
Replace 1 2 )
Query 1 2
Swap 2 3
Invert 3 4
Query 1 4

输出样例#1:

1
2

说明

样例解释:
输入中有2个Query操作,所以输出有2行。执行第一个Query操作时的括号序列为))((,因改变第1位可使[1,2]之间的字符串变成合法的括号序列,故输出的第一行为1。执行第二个Query操作时的括号序列为)((),因要改变第1位和第2位才能使[1,4]之间的字符串变成合法的括号序列,故输出的第二行为2。

数据范围:
30%的数据满足N,M≤3000。100%的数据满足N,M≤100000。

题解

从操作4入手,问题转化

首先我们考虑一个问题,给一个串,怎么知道它最少改变多少位才能合法。我们发现,去除配对成功的括号后,剩余不能配对的串一定长这样:))))(((。假如这里面有a个),b个(,答案应该是\lceil \frac{a}{2} \rceil + \lceil \frac{b}{2} \rceil。对于括号序列,我们可以用1代替(,用-1代替),这样求个和就会自动消除那些已经匹配的括号。而a就是最小前缀和,b就是最大后缀和。
我们可以用splay维护区间和,区间最大前缀和,区间最大后缀和。有了这些信息,最小前缀和可以通过和-最大后缀和求得。

标记和标记的apply

翻转标记和替换标记很常规,可以参考[NOI2005]维护数列 题解 | KSkun’s Blog
至于invert标记,这个会比较麻烦。它会使总和变为相反数,最大前缀和变为最小前缀和,最大后缀和变为最小后缀和。但是我们可以用总和-最小前缀求得最大后缀,以此类推,这个标记就也不是问题了。

代码

// Code by KSkun, 2018/3
#include <cstdio>
#include <cstring>

#include <algorithm>

inline char fgc() {
    static char buf[100000], *p1 = buf, *p2 = buf;
    return p1 == p2 && (p2 = (p1 = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin), p1 == p2) ? EOF : *p1++;
}

inline int readint() {
    register int res = 0, neg = 1;
    char c = fgc(); 
    while (c < '0' || c > '9') {
        if(c == '-') neg = -1;
        c = fgc();
    }
    while (c >= '0' && c <= '9') {
        res = res * 10 + c - '0';
        c = fgc();
    }
    return res * neg;
}

inline bool isop(char c) {
    return c == 'R' || c == 'S' || c == 'I' || c == 'Q';
}

inline char readop() {
    char c;
    while(!isop(c = fgc()));
    return c;
}

inline bool isbracket(char c) {
    return c == '(' || c == ')';
}

inline char readbracket() {
    char c;
    while(!isbracket(c = fgc()));
    return c;
}

// variables

const int MAXN = 100005, INF = 1e9;

int n, m, at, bt, ct, a[MAXN];
char op;

// splay

struct Node {
    int val, sum, mxl, mxr, siz;
    bool rev, rep, inv;
    int ch[2], fa;
} tr[MAXN]; 
int tot = 0, sta[MAXN], stop = 0, rt = 0;

inline void update(int p) {
    int lch = tr[p].ch[0], rch = tr[p].ch[1];
    tr[p].siz = tr[lch].siz + tr[rch].siz + 1;
    tr[p].sum = tr[lch].sum + tr[rch].sum + tr[p].val;
    tr[p].mxl = std::max(tr[lch].mxl, tr[lch].sum + tr[p].val + tr[rch].mxl);
    tr[p].mxr = std::max(tr[rch].mxr, tr[rch].sum + tr[p].val + tr[lch].mxr);
}

inline void pushdown(int p) {
    int lch = tr[p].ch[0], rch = tr[p].ch[1];
    if(tr[p].rep) {
        tr[p].rep = tr[p].rev = tr[p].inv = false;
        if(lch) {
            tr[lch].rep = true;
            tr[lch].rev = tr[lch].inv = false;
            tr[lch].val = tr[p].val;
            tr[lch].sum = tr[p].val * tr[lch].siz;
            tr[lch].mxl = tr[lch].mxr = std::max(0, tr[lch].sum);
        }
        if(rch) {
            tr[rch].rep = true;
            tr[rch].rev = tr[rch].inv = false;
            tr[rch].val = tr[p].val;
            tr[rch].sum = tr[p].val * tr[rch].siz;
            tr[rch].mxl = tr[rch].mxr = std::max(0, tr[rch].sum);
        }
    }
    if(tr[p].rev) {
        tr[p].rev = false;
        if(lch) {
            std::swap(tr[lch].mxl, tr[lch].mxr);
            std::swap(tr[lch].ch[0], tr[lch].ch[1]);
            tr[lch].rev = !tr[lch].rev;
        }
        if(rch) {
            std::swap(tr[rch].mxl, tr[rch].mxr);
            std::swap(tr[rch].ch[0], tr[rch].ch[1]);
            tr[rch].rev = !tr[rch].rev;
        }
    }
    if(tr[p].inv) {
        tr[p].inv = false;
        if(lch) {
            int omxl = tr[lch].mxl;
            tr[lch].inv = !tr[lch].inv;
            tr[lch].mxl = std::max(0, -(tr[lch].sum - tr[lch].mxr));
            tr[lch].mxr = std::max(0, -(tr[lch].sum - omxl));
            tr[lch].sum = -tr[lch].sum;
            tr[lch].val = -tr[lch].val;
        }
        if(rch) {
            int omxl = tr[rch].mxl;
            tr[rch].inv = !tr[rch].inv;
            tr[rch].mxl = std::max(0, -(tr[rch].sum - tr[rch].mxr));
            tr[rch].mxr = std::max(0, -(tr[rch].sum - omxl));
            tr[rch].sum = -tr[rch].sum;
            tr[rch].val = -tr[rch].val;
        }
    }
}

inline int newnode() {
    int p;
    if(stop > 0) {
        p = sta[--stop];
    } else {
        p = ++tot;
    } 
    memset(tr + p, 0, sizeof(Node));
    return p;
}

inline void delnode(int a) {
    sta[stop++] = a;
}

inline bool isleft(int p) {
    return tr[tr[p].fa].ch[0] == p;
}

inline void rotate(int p) { // p is child
    bool type = !isleft(p);
    int fa = tr[p].fa, ffa = tr[fa].fa;
    tr[fa].ch[type] = tr[p].ch[!type];
    tr[p].ch[!type] = fa;
    tr[tr[fa].ch[type]].fa = fa;
    if(ffa) tr[ffa].ch[!isleft(fa)] = p;
    tr[p].fa = tr[fa].fa;
    tr[fa].fa = p;
    update(fa);
    update(p);
}

inline void splay(int p, int tar) {
    for(int fa; (fa = tr[p].fa) != tar; rotate(p)) {
        if(tr[tr[p].fa].fa != tar) {
            rotate(isleft(fa) == isleft(p) ? fa : p);
        }
    }
    if(!tar) rt = p;
}

inline int find(int p, int rk) {
    pushdown(p);
    int lch = tr[p].ch[0], rch = tr[p].ch[1];
    if(tr[lch].siz + 1 == rk) return p;
    else if(tr[lch].siz >= rk) return find(lch, rk);
    else return find(rch, rk - tr[lch].siz - 1);
}

inline int build(int fa, int l, int r) {
    if(l > r) return 0;
    int p = newnode();
    if(l == r) {
        tr[p].siz = 1;
        tr[p].val = tr[p].sum = a[l];
        tr[p].mxl = tr[p].mxr = std::max(0, a[l]);
        tr[p].fa = fa;
        return p;
    }
    int mid = (l + r) >> 1;
    tr[p].ch[0] = build(p, l, mid - 1);
    tr[p].ch[1] = build(p, mid + 1, r);
    tr[p].fa = fa;
    tr[p].val = a[mid];
    update(p);
    return p;
}

inline void replace(int x, int len, int val) {
    int a = find(rt, x), b = find(rt, x + len + 1);
    splay(a, 0);
    splay(b, a);
    int p = tr[b].ch[0];
    tr[p].val = val;
    tr[p].rep = true;
    tr[p].sum = val * tr[p].siz;
    tr[p].mxl = tr[p].mxr = std::max(0, tr[p].sum);
    update(b);
    update(a);
}

inline void reverse(int x, int len) {
    int a = find(rt, x), b = find(rt, x + len + 1);
    splay(a, 0);
    splay(b, a);
    int p = tr[b].ch[0];
    if(!tr[p].rep) {
        tr[p].rev = !tr[p].rev;
        std::swap(tr[p].mxl, tr[p].mxr);
        std::swap(tr[p].ch[0], tr[p].ch[1]);
        update(b);
        update(a);
    }
}

inline void invert(int x, int len) {
    int a = find(rt, x), b = find(rt, x + len + 1);
    splay(a, 0);
    splay(b, a);
    int p = tr[b].ch[0];
    int omxl = tr[p].mxl;
    tr[p].inv = !tr[p].inv;
    tr[p].mxl = std::max(0, -(tr[p].sum - tr[p].mxr));
    tr[p].mxr = std::max(0, -(tr[p].sum - omxl));
    tr[p].sum = -tr[p].sum;
    tr[p].val = -tr[p].val;
}

inline int query(int x, int len) {
    int a = find(rt, x), b = find(rt, x + len + 1);
    splay(a, 0);
    splay(b, a);
    int p = tr[b].ch[0];
    return (tr[p].mxr - tr[p].sum + 1) / 2 + (tr[p].mxr + 1) / 2;
}

int main() {
    n = readint();
    m = readint();
    for(int i = 1; i <= n; i++) {
        a[i + 1] = readbracket() == '(' ? 1 : -1;
    }
    rt = build(0, 1, n + 2);
    n += 2;
    while(m--) {
        op = readop();
        at = readint();
        bt = readint();
        if(op == 'R') {
            ct = readbracket() == '(' ? 1 : -1;
            replace(at, bt - at + 1, ct);
        }
        if(op == 'S') {
            reverse(at, bt - at + 1);
        }
        if(op == 'I') {
            invert(at, bt - at + 1);
        }
        if(op == 'Q') {
            printf("%d\n", query(at, bt - at + 1));
        }
    }
    return 0;
}