AcWing 298. 围栏 (POJ1821)
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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了AcWing 298. 围栏 (POJ1821)相关的知识,希望对你有一定的参考价值。
标签(空格分隔): dp 单调队列优化
题目描述
有N块木板从左到右排成一行,有M个工匠对这些木板进行粉刷,每块木板至多被粉刷一次。
第 i 个木匠要么不粉刷,要么粉刷包含木板 \(S_i\) 的,长度不超过 $ L_i $ 的连续的一段木板,每粉刷一块可以得到 $ P_i $ 的报酬。
不同工匠的\(S_i\)不同。
请问如何安排能使工匠们获得的总报酬最多。
输入格式
第一行包含两个整数N和M。
接下来M行,每行包含三个整数Li,Pi,Si。
输出格式
输出一个整数,表示结果。
数据范围
1≤N≤16000,
1≤M≤100,
1≤Pi≤10000
输入样例:
8 4
3 2 2
3 2 3
3 3 5
1 1 7
输出样例:
17
显然,这是一道单调队列优化的模板题。
首先,我们考虑这个单调队列。
什么是单调队列 ?
单调队列, 指的是一个保存当前状态的决策点集合的队列。 队列的队首即是当前的最优决策。但在状态转移的过程中,需要不断维护。时间复杂度为O(阶段数 * 状态数)
维护单调队列有两种方式。
- 检查队首的合法性
- 在队尾删除无用决策
提一嘴,这里的单调是k单调递增,calc(i,k)单调递减
首先, 这一题有三个原始状态状态:
- 第i个painter什么也不刷, 即f[i - 1,j]
- 第j块板子不刷,即f[i, j - 1]
- 第i个工匠粉刷 k + 1 到 j 块板子 。
由题面得: 该工匠粉刷不超过Li块,且必须刷Si,所以需要满足 :
\[ k + 1 <= S_i <= i \qquad and \qquad j - k <= L_i \]
所以有状态转移方程 :
\[ f[i, j] = \max_ j - L_i \leqslant k \leqslant S_i - 1 \ f[i - 1, k] + P_i * (j - k) \ \] 显然,在决策的过程中 \(P_i * j\) 是一个“等效”的常量, 所以将原转移方程改写为 :
\[ f[i, j] = P_i * j + \max_ j - L_i \leqslant k \leqslant S_i - 1 \ f[i - 1, k] - P_i * k \ \]
其中, 我们就可以把 \(f[i - 1, k] - P_i * k\) 写成下文的calc函数
剩下的和着代码一起讲。
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 16000 + 5;
const int maxm = 100 + 5;
int n, m;
int Queue[maxn];// 单调队列本体
struct node
int l, p, s;
painter[maxm];
//代表每个粉刷匠的l,p,s
int f[maxm][maxn];
//f[i][j] : 代表考虑第i位粉刷匠刷到第j块板子(中间可以有不刷的)能get的最大报酬
int calc(int i, int k)
return f[i - 1][k] - painter[i].p * k;
bool cmp(node a, node b)
return a.s < b.s;
int main()
scanf("%d%d", &n, &m);
for(int i = 1;i <= m;i ++)
scanf("%d%d%d", &painter[i].l, &painter[i].p, &painter[i].s);
sort(painter + 1, painter + 1 + m, cmp);
//排序,使得每个粉刷匠刷的木板都在前一个之后,我们就可以按顺序进行dp
for(int i = 1;i <= m;i ++)
int h = 1, t = 0;//head & tail
for(int k = max(0, painter[i].s - painter[i].l);k <= painter[i].s - 1;k ++)
while(h <= t && calc(i, Queue[t]) <= calc(i, k))t --;
//当新决策比你小又比你强,那你就打不过他了QAQ。 人话:当新决策点的报酬比当前队尾的大,又因为在j不断增加的过程中当前队尾的决策点一定比新决策点更早从[j - Li, Si - 1]退出,因此新决策点的“生存能力”较强,则队尾一定为无用决策,delete掉,最后加入新的决策点
Queue[++ t] = k;
//这几行是用来计算初始决策的。把从max(Si - Li, 0) ~ s[i] - 1的优秀的决策点取出,检查,入队
for(int j = 1;j <= n;j ++)
f[i][j] = max(f[i - 1][j], f[i][j - 1]);
//不刷时的转移
if(j >= painter[i].s)
while(h <= t && Queue[h] < j - painter[i].l)
//当队首不在[j - Li, Si - 1]之中时,无法刷到Si,所以该退役了。
h ++;
if(h <= t)
f[i][j] = max(f[i][j], calc(i, Queue[h]) + painter[i].p * j);
//若队中还有决策点,则最优的决策点就为队首。
cout << f[m][n];
//输出了
return 0;
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