本文版权归ljh2000和博客园共有,欢迎转载,但须保留此声明,并给出原文链接,谢谢合作。

本文作者:ljh2000
作者博客:http://www.cnblogs.com/ljh2000-jump/
转载请注明出处,侵权必究,保留最终解释权!

Description

  P教授要去看奥运,但是他舍不下他的玩具,于是他决定把所有的玩具运到北京。他使用自己的压缩器进行压
缩,其可以将任意物品变成一堆,再放到一种特殊的一维容器中。P教授有编号为1...N的N件玩具,第i件玩具经过
压缩后变成一维长度为Ci.为了方便整理,P教授要求在一个一维容器中的玩具编号是连续的。同时如果一个一维容
器中有多个玩具,那么两件玩具之间要加入一个单位长度的填充物,形式地说如果将第i件玩具到第j个玩具放到一
个容器中,那么容器的长度将为 x=j-i+Sigma(Ck) i<=K<=j 制作容器的费用与容器的长度有关,根据教授研究,
如果容器长度为x,其制作费用为(X-L)^2.其中L是一个常量。P教授不关心容器的数目,他可以制作出任意长度的容
器,甚至超过L。但他希望费用最小.

Input

  第一行输入两个整数N,L.接下来N行输入Ci.1<=N<=50000,1<=L,Ci<=10^7

Output

  输出最小费用

Sample Input

5 4
3
4
2
1
4

Sample Output

1

正解:决策单调性+DP+单调队列

解题报告:

  许久之前的一道考试题目了,题解直接用学长的了:

  

  首先贪心明显是错的(虽然可以过样例),想找反例的话随便看一个测试数据吧。
  由于同一容器中玩具的编号必须是连续的,因此满足无后效性,可用动态规划解决。一个比较容易想到O(N^2 )的算法是,用F i 表示装前i个玩具的最少费用,S i 表示前i个玩具的总长度,则状态
  转移方程为:
  F i = min {F j + (S i − S j + i − (j + 1) − L) 2 }0≤j<i
  但由于N 最大可达到50000,所以期望得分为10∼20分。
  然而,真正颇为牛B的东西来了。
  令S i ′ = S i + i, L ′ = L + 1,让我们重新观察原方程:
  F i = min {F j + (S i ′ − S j ′ − L ′ ) 2 } 0≤j<i
  令V j = F j + (S i ′ − S j ′ − L ′ ) 2 ,那么在x < y时,V x ≥ V y 可变形为:
  F x − F y ≥ (S i ′ − S y ′ − L ′ ) 2 − (S i ′ − S x ′ − L ′ ) 2
  ⇒ F x − F y ≥ (2S i ′ − S x ′ − S y ′ − 2L ′ )(S x ′ − S y ′ )
  ⇒ F x − F y ≥ (2(S i ′ − L ′ ) − (S x ′ + S y ′ ))(S x ′ − S y ′ )
  ⇒ F x − F y ≥ 2(S i ′ − L ′ )(S x ′ − S y ′ ) − (S x ′ + S y ′ )(S x ′ − S y ′ )
  ⇒ F x − F y + S x ′ − S y ′ ≥ 2(S i ′ − L ′ )(S x ′ − S y ′ )
  这样的话,如果对于当前的i,有x < y, V x ≥ V y ,那么对于以后更大的i,由于2(S i ′ − L ′ )的单调性,V x ≥ V y
  将会恒成立,也就是说x不可能再成为最优决策,我们将永远不会再用到它。

  因为决策i可能比原队列中的某些决策更优,如果不将这些肯定没用的决策删除,队列前面的非最优决策可能受到它们当中的某个决策“保护”而没有被删除,其实这样也就是保证函数G的值在Q中单调递增。
  由于每个元素最多入队一次,出队一次,所以维护队列的时间复杂度为O(N ),状态转移为O(1),计算F 值为O(N ),所以总时间复杂度为O(N ) + O(1) × O(N ) = O(N )。

 //It is made by jump~
#include <iostream>
#include <cstdlib>
#include <cstring>
#include <cstdio>
#include <cmath>
#include <algorithm>
#include <ctime>
#include <vector>
#include <queue>
#include <map>
#include <set>
using namespace std;
typedef long long LL;
const LL inf = (1LL<<);
const int MAXN = ;
int n,a[MAXN],dui[MAXN],head,tail;
LL L,f[MAXN],sum[MAXN],S[MAXN]; inline int getint()
{
int w=,q=; char c=getchar();
while((c<'' || c>'') && c!='-') c=getchar(); if(c=='-') q=,c=getchar();
while (c>='' && c<='') w=w*+c-'', c=getchar(); return q ? -w : w;
} inline bool check(int x,int y,int i){
x=dui[x]; y=dui[y];
LL ji=f[x]-f[y]+S[x]*S[x]-S[y]*S[y];
LL comp=*(S[i]-L); comp*=S[x]-S[y];
if(ji>=comp) return true; return false;
} inline bool check2(int x,int y,int i){
x=dui[x]; y=dui[y];
LL ji1=f[x]-f[y]+S[x]*S[x]-S[y]*S[y]; ji1/=(S[x]-S[y]);
LL ji2=f[y]-f[i]+S[y]*S[y]-S[i]*S[i]; ji2/=(S[y]-S[i]);
if(ji1>=ji2) return true; return false;
} inline void work(){
n=getint(); L=getint(); for(int i=;i<=n;i++) a[i]=getint(),sum[i]=sum[i-]+a[i],S[i]=sum[i]+i;
head=tail=; dui[head]=; L++;
for(int i=;i<=n;i++) {
while(head<tail && check(head,head+,i)) head++;
f[i]=f[dui[head]]+(S[i]-S[dui[head]]-L)*(S[i]-S[dui[head]]-L);
while(head<tail && check2(tail-,tail,i)) tail--;
dui[++tail]=i;
}
printf("%lld",f[n]);
} int main()
{
work();
return ;
}

最新文章

  1. v-for遍历出的元素上添加click事件,获取对应元素上的属性id值
  2. persistence.xml文件的妙处
  3. [LintCode] Scramble String 爬行字符串
  4. C++中默认构造函数中数据成员的初始化
  5. javascript中数组揭秘
  6. 后台增加一个左侧列表菜单menu菜单的方法
  7. codevs1322 单词矩阵
  8. 轻量级应用开发之(03)UIVIew
  9. 【C++】虚函数
  10. 日期操作类--SimpleDateFormat类
  11. [转载]新功能:用微软的Live Writer离线写博文
  12. JavaScript高级 引用类型(二)《JavaScript高级程序设计(第三版)》
  13. iOS中ARC内部原理
  14. Redis事务和分布式锁
  15. 我的开发环境搭建(ubuntu菜鸟)
  16. php的函数参数按照从左到右来赋值
  17. C#动态调用webService出现 基础连接已经关闭: 未能为 SSL/TLS 安全通道建立信任关系。
  18. [转][C#]服务安装卸载命令
  19. 痞子衡嵌入式:SEGGER J-Link仿真器硬件版本变迁
  20. 【XSY2469】graph 分治 并查集

热门文章

  1. Frequently Asked Questions - P-thresholds
  2. codevs 1215 迷宫
  3. [资料]自动化e2e测试 -- WebDriverJS,Jasmine和Protractor
  4. 转:windows命令行下如何查看磁盘空间大小
  5. OS X运行AFNI的AlphaSim提示libgomp.1.dylib找不到的解决办法
  6. typeof关键字简介 -rtti
  7. java:集合的自定义多重排序
  8. 开源Asp.Net Core小型社区系统
  9. JVM内存管理------JAVA语言的内存管理概述
  10. 备忘:maven 错误信息: Plugin execution not covered by lifecycle configuration