DP+贪心水题合集_C++
本文含有原创题,涉及版权利益问题,严禁转载,违者追究法律责任
本次是最后一篇免费的考试题解,以后的考试题目以及题解将会以付费的方式阅读,题目质量可以拿本次作为参考
本来半个月前就已经搞得差不多了,然后给一位神犇orz看(神犇orz都是很忙的!),就一直听取意见修修改改呀拖到了半个月之后,不过这也是为了能够做到完美吧
T1-apple-1s
第一题是一道贪心的水题
天数只有两天,不是今天吃就是明天吃,我们将 b[i]=min(x[i],y[i])定为基础开心值,也就是说不论哪天吃都至少可以得到这个分数,于是只用考虑在哪天吃可以得到比基础更高的分数
那么我们将第一天的开心值减去第二天的开心值,得到一个差值,若为正数,则表示第一天比第二天优,若我们在第一天吃,那么除了得到基础的分数以外,还可以得到第一天多出的额外分数。如 x[1]=5,y[1]=3,不论在哪天吃至少可以得到 3 分,若在第一天吃还可以得到额外的 2 分
则将 b[i] 这个差值按降序排序,然后从前往后贪心即可
#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std; struct data
{
long long n,a,b,x;
}
a[];
long long n,m,i,ans;
bool cmp(data x,data y)
{
return x.x>y.x;
}
int main()
{
freopen("apple.in","r",stdin);
freopen("apple.out","w",stdout);
cin>>n>>m;
for (i=;i<=n;i++)
{
cin>>a[i].n>>a[i].a>>a[i].b;
a[i].x=a[i].a-a[i].b;
}
sort(a+,a++n,cmp);
for (i=;i<=n;i++)
{
if (m-a[i].n>=)
{
m-=a[i].n;
ans+=a[i].a*a[i].n;
}
else
{
ans+=a[i].a*m+a[i].b*(a[i].n-m);
m=;
}
}
cout<<ans<<endl;
return ;
}
然后我来讲讲60分的做法,你强行不开 long long 就可以得到60分的高分!
T2-mos-1s
第二题DP,决策比较难想到,但是代码很容易写,原题是BZOJ2072和POI2004的,但BZOJ把题删了,POI根本上不去……坑爹呐,还是要贴上题目
先把时间升序排序,依次标号为1~n
我们考虑两种决策,第一种先让 1 号和 n 号过桥,然后 1 号返回,此时消耗 a[n]+a[1] 的时间,第二种是让 1 号和 2 号过桥,然后 1 号送回火把,n 号再跟 n-1 号过桥,最后 2 号送回火把,这样消耗 a[n]+2*a[2]+a[1] 的时间。显然第一种方案只能送走一个人,第二种方案可以送走两个人
这两种方案是最优的,但貌似证明比较难,这也导致了决策比较难想
设 f[i] 为送走到第 i 个人所用的时间,预处理出 f[n]=a[n]+a[1],因为它不存在第二种两个人一起走的方案
状态转移方程 f[i]=min(a[i]+a[1]+f[i+1],a[i+1]+2*a[2]+a[1]+f[i+2]) i=n-1~3
目标状态就是 f[3]+a[2]
这里有一个点要特判,就是 n=1 或 2,此时答案就是 a[n]
#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std; const int N=;
int n,a[N],f[N];
int main()
{
freopen("mos.in","r",stdin);
freopen("mos.out","w",stdout);
scanf("%d",&n);
int i;
for (i=;i<=n;i++) scanf("%d",&a[i]);
sort(a+,a++n);
if (n==||n==)
{
printf("%d\n",a[n]);
return ;
}
f[n]=a[n]+a[];
for (i=n-;i>;i--) f[i]=min(a[i]+a[]+f[i+],a[i+]+*a[]+a[]+f[i+]);
printf("%d\n",f[]+a[]);
return ;
}
T3-sta-2s
题目给的是两秒哈,然而极限数据最后被我0.998s跑过了
这题是BZOJ1131和POI2008的原题,结果跟上一题一样在网上已经失传了
话说大家都讲这是个树形DP模板题,然而我考场上没有做出来……
设 f[x] 为以 x 为根的所有节点深度和,size[x] 为以 x 为根的树的节点个数+1(也就是后代的个数加上自己),fa[x] 为 x 的父亲节点
那么转移 f[x]=(f[fa[x]]-size[x])+(n-size[x]),把它按括号拆成两部分看,当根换成x后,对于它的父亲而言 x 节点的深度是少了 1 的,并且对于x的所有后代深度来说深度也都减少了1,即前半部分为原先总的深度 f[fa[x]] 减去因为换根少的深度 size[x]。后半部分也类似,除了x及其后代后的节点 n-size[x],每一个深度都多了1,所以要加上
size 和 fa 数组用 DFS 预处理出来,我们用 f[1] 作为初始状态,它就是所有深度和,在预处理的时候统计统计,DP 用 BFS 转移
因为 n 很大,所以 DFS 的时候要手写栈
#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#include<cmath>
#include<stack>
#include<queue>
using namespace std; const int N=;
stack<int> s;
queue<int> q;
int next[N*],first[N],v[N*],d[N],size[N],fa[N],j[N];
long long f[N],k;
bool g[N];
inline void read(int &re)
{
char ch=getchar();
re=;
while (ch>=''&&ch<='')
{
re=re*+ch-'';
ch=getchar();
}
}
int main()
{
freopen("sta.in","r",stdin);
freopen("sta.out","w",stdout);
int i,x,n,m;
read(n);
for (i=;i<n;i++)
{
read(x);
read(v[i]);
next[i]=first[x];
first[x]=i;
v[i+n-]=x;
next[i+n-]=first[v[i]];
first[v[i]]=i+n-;
size[i]=;
}
size[n]=;
s.push();
j[]=first[];
fa[]=-;
while (!s.empty())
{
x=s.top();
for (;j[x];j[x]=next[j[x]])
if (!fa[v[j[x]]])
{
fa[v[j[x]]]=x;
k=d[v[j[x]]]=d[x]+;
f[]+=k;
j[v[j[x]]]=first[v[j[x]]];
s.push(v[j[x]]);
break;
}
if (!j[x])
{
s.pop();
size[fa[x]]+=size[x];
}
}
q.push();
m=;
while (!q.empty())
{
x=q.front();
q.pop();
for (i=first[x];i;i=next[i])
{
if (g[v[i]]) continue;
g[v[i]]=;
q.push(v[i]);
k=n-size[v[i]]*;
f[v[i]]=f[x]+k;
if (f[v[i]]>f[m]||(f[v[i]]==f[m]&&v[i]<m)) m=v[i];
}
}
printf("%d\n",m);
return ;
}
T4-tet-1s
BZOJ1106与POI2007的原题,BZOJ又把它删掉了T.T
考试的时候我用了一个奇奇怪怪的方法把它做出来了,虽然不是正解,但是可以A,还跑得挺快
首先我们肯定是每次找最近的两个数字,然后通过交换把它们消去,如 1…2…1…2 这种情况先消去1还是先消去2的结果是一样的
设原栈为A,新建一个栈为B,每次将A栈顶元素取出丢进B里,如果B内已有相同元素,根据其距离B栈顶的距离更新答案,然后在栈中消去该数字。如果B内没有的话就压进栈,并且记录其位置,这样不断循环直到A为空为止
证明自己脑补一下(其实可以用“反正”法)
#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#include<cmath>
#include<stack>
using namespace std; stack<int> a,b,c;
int n,i,x,ans;
bool f[];
int main()
{
freopen("tet.in","r",stdin);freopen("tet.out","w",stdout);
scanf("%d",&n);
for (i=;i<=n*;i++) scanf("%d",&x),a.push(x);
while (!a.empty())
{
x=a.top();
a.pop();
if (f[x])
{
while (b.top()!=x) c.push(b.top()),b.pop(),ans++;
b.pop();
while (!c.empty()) b.push(c.top()),c.pop();
}
else f[x]=,b.push(x);
}
printf("%d\n",ans);
return ;
}
T5-bags-1s
RQNOJ 123,http://www.rqnoj.cn/problem/123
不得不说,RQNOJ的机子跑得好慢呀,5*107 的数据范围本地跑 0.2s,服务器上愣是把我卡掉了,最后只好写了一份 Pascal 交上去
本地跑
OJ上跑
咳咳,言归正传
普通的背包是求出最优的那一种方案,方程转移是 f[i][j]=max(f[i-1][j],f[i-1][j-v[i]]+w[i]),相当于把 2 个变量经比较后丢到 1 个变量里,也就是 k=1 时的情况。而现在我们需要求最优的前 k 组方案,那么可以把数组再增加一维,变成把 2k 个变量经比较后丢进 k 个数里,也就是 2 个线性表丢进 1 个线性表里,由于线性表内数据是单调下降的,则可以按照归并排序的做法做
实现操作中还可以滚掉第一维,那么 j 就要递减枚举
#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#include<cmath>
using namespace std; const int V=,K=,maxint=;
int f[V][K],g[K];
int main()
{
freopen("bags.in","r",stdin);
freopen("bags.out","w",stdout);
int i,j,n,m,s,ans=,q1,q2,k,w,v;
scanf("%d%d%d",&m,&s,&n);
for (i=;i<=s;i++)
for (j=;j<=m;j++) f[i][j]=-maxint;
f[][]=;
for (i=;i<=n;i++)
{
scanf("%d%d",&w,&v);
for (j=s;j>=w;j--)
{
if (f[j-w][]<) continue;
q1=q2=;
for (k=;k<=m;k++)
if (f[j-w][q1]+v>f[j][q2]) g[k]=f[j-w][q1++]+v;
else g[k]=f[j][q2++];
for (k=;k<=m;k++) f[j][k]=g[k];
}
}
for (i=;i<=m;i++) ans+=f[s][i];
printf("%d\n",ans);
return ;
}
其实本来还准备了 3 道题的,不过那三道一道是国家集训队的作业题,一道是省队的考试题,最后一道是有版权的原创题(发了的话XXX会Heck我的QuQ)
那也就不能放进“水题”合集了吧
另外,所有题目均有数据出售,具体价格如下:
T1:RMB 1.0 T2:RMB 0.5 T3:RMB 0.5 T4:RMB 0.5 T5:自己到 OJ 上测去
如需购买请联系作者
联系方式:http://www.cnblogs.com/hadilo/p/5932395.html
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