3.状态压缩 dp2024-07-24

4.动态规划（一）2023-09-26 5.状态机模型 dp2024-07-27 6.AT_tdpc_number 数解题报告2024-08-28 7.P10975 Mondriaan's Dream 解题报告2024-08-29 8.数位 dp2024-08-31 9.P10958 启示录解题报告2024-09-01 10.P3193 [HNOI2008] GT考试解题报告2024-09-02 11.单调队列优化 dp2024-09-11 12.P7976 解题报告2024-09-11 13.P11188 解题报告2024-10-16 14.NOIP 冲刺之——dp2024-11-27 15.P10974 换根 dp 解题报告2024-11-27

$0x00$ ：概念

状压 DP 是动态规划的一种，通过将状态压缩为整数来达到优化转移的目的。

$---OI Wiki$

简单说来，就是我们通过普通的状态表示无法直接推出状态转移方程了，这时候将当前状态拓展的“轮廓”作为状态表示的一维，而考虑到空间复杂度和计算机原理，主要使用二进制压缩，当然你也可以~~格局打开~~使用三进制乃至其他进制。

状态压缩 dp 有一个很明显的特征：数据范围比较小且一般在 $20$ 以下。

$0x01$ ：例题

1. 填充网格型

AcWing 291. 蒙德里安的梦想

题目大意

给定一个 $N \times M$ 的网格，求用 $1 \times 2$ 和 $2 \times 1$ 的长方形去铺满它有多少种方案。

数据范围： $N, M \leq 11$

思路：

考虑怎么放才能刚好填满网格。

可以想到，如果先放横着的，再放竖着的，那么当我们将横着的都放完后，若竖着的恰好能刚好嵌进去，说明这是一个合法方案。

也就是说，放完横着的矩形后放竖着的矩形的方法的唯一确定的，那么：

求总的方案数其实就是求横着放且合法（使竖着的能嵌进去刚好铺满网格）的方案数。

因为放横着的矩形时拓展的方向是横向的，就是说我们放矩形时，当前放的这个矩形只影响到下一列，这启示我们将“列号”作为 dp 的阶段，同时由于上一列的放置情况会影响到当前这一列，所以我们需要将上一列伸出来的部分作为状态中的一维才能转移。

那么如何表示上一列那些地方伸出来了呢？

如果用 bool 数组来表示第 $i$ 行有没有伸出来，不仅效率低下，而且不方便计算，这时候状态压缩就来了：采用二进制压缩，相当于将原来的 bool 数组变成一个二进制数 $s t a t e$ ， $s t a t e$ 的第 $i$ 位表示第 $i$ 是否伸出， $0$ 表示未伸出， $1$ 表示伸出。

设 $f (i, s t a t e)$ 表示已经摆完了前 $i - 1$ 列，且从第 $i - 1$ 列伸到第 $i$ 列的方案数，那么状态转移方程为：

f (i, s t a t e) = \sum f (i - 1, l a s t_s t a t e)

其中 $l a s t_s t a t e$ 是第 $i - 2$ 列伸到第 $i - 1$ 的状态，且需要满足 $l a s t_s t a t e$ 对于 $s t a t e$ 合法。

$l a s t_s t a t e$ 对于 $s t a t e$ 合法当且仅当以下两个条件满足：

$s t a t e and l a s t_{s} t a t e = 0$ ，即第 $i - 2$ 列伸到第 $i - 1$ 的小方格和 $i - 1$ 列放置的小方格不重复；
每一列，所有连续着空着的小方格必须是偶数个，因为竖着的矩形必须要能嵌入。

初始化： $f (0, 0) = 1$ 。

按定义这里是：前第 $- 1$ 列都摆好，且从第 $- 1$ 列到第 $0$ 列伸出来的状态为 $0$ 的方案数。
首先，这里没有 $- 1$ 列，最少也是 $0$ 列。
其次，没有伸出来，即没有横着摆的。即这里第 $0$ 列只有竖着摆这 $1$ 种状态。

目标： $f (m, 0)$ 。

$f (m, 0)$ 表示前 $m - 1$ 列都处理完，并且第 $m - 1$ 列没有伸出来的所有方案数。
即整个棋盘处理完的方案数。

再用集合划分的思想来解释一下。

首先要 “化零为整”，即用一个集合表示一类情况，对于这道题，假设我们放矩形时是对于每列都从上往下放，那么可以根据当前放到了第几列来划分集合。

但这样划分我们无法找到各个集合之间的转移关系，所以还要再划分一次。

集合划分的依据就是寻找集合中元素的不同点，发现在摆完前 $i - 1$ 列的方案中向第 $i$ 列伸出的情况不同，所以可以以此来划分。

所以状态表示为： $f (i, s t a t e)$ 表示已经摆完了前 $i - 1$ 列，且从第 $i - 1$ 列伸到第 $i$ 列的方案数。

接着就是 “化整为零” 的过程，即状态计算，同上。

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#include <vector>
#include <cstring>
#include <iostream>

using namespace std;

const int N = 12, M = 1 << N;
typedef long long ll;
int n, m;
vector<int> tran[M];
ll dp[N][M];
bool st[M];

bool check(int x) { //判断该状态是否满足所有连续着空着的小方格必须是偶数个
    int cnt = 0;
    for(int i = 0; i < n; i++) {
        if(x >> i & 1) {
            if(cnt & 1) return false;
            cnt = 0;
        }
        else ++cnt;
    }
    if(cnt & 1) return false;
    return true;
}

int main() {
    while(scanf("%d%d", &n, &m), n || m) {
        for(int i = 0; i < 1 << n; i++) st[i] = check(i); //提前预处理那哪些状态是合法的
        
        for(int i = 0; i < 1 << n; i++) {
            tran[i].clear();  //多测清空
            for(int j = 0; j < 1 << n; j++)
                if(!(i & j) && st[i | j])
                    tran[i].push_back(j); //提前预处理出每个可行状态能由那些状态转移过来
        }
        
        memset(dp, 0, sizeof dp);
        dp[0][0] = 1;
        for(int i = 1; i <= m; i++)
            for(int j = 0; j < 1 << n; j++)
                for(int k = 0; k < tran[j].size(); k++)
                    dp[i][j] += dp[i - 1][tran[j][k]];
        printf("%lld\n", dp[m][0]);
    }
    return 0;
}

P1896 [SCOI2005] 互不侵犯

题目大意

在一个 $n * n$ 的图中选 $k$ 个点，使得以每个点为中心的九宫格内有且只有它一个点，问方案数。

数据范围： $1 \leq n \leq 9, 0 \leq k \leq n * n$ 。

思路

题型和第一道例题差不多。

分析可以发现，如果我们从上往下一排一排地放国王，那么当前这一行放国王的方式只取决于上一行，所以行数可以作为状态的一维。

于是乎我们可以考虑把排数 $i$ 作为动态规划的 “阶段” 进行线性 dp。

接着我们需要上一行的摆放状态来推出这一行，所以它也要作为一维。

题目要求摆放 $k$ 个国王，所以摆放了多少个国王也应该作为一维。

综上所述，状态表示为 $f (i, j, k)$ ，表示已经放了前 $i$ 排，放了 $j$ 个国王，第 $i$ 排状态为 $k$ 的方案数。

则状态转移方程为：

f (i, j, k) = \sum f (i - 1, j - c n t_{k}, s t a t e)

其中 $s t a t e$ 表示第 $i - 1$ 排的状态， $c n t (k)$ 表示 $k$ 这个状态包含多少个国王，即第 $i$ 排摆了多少国王。

如果直接枚举所有状态时间复杂度为 $O (n^{3} * K * 4^{n})$ ，不能接受。

发现其实状态很多都是不合法的，所以可以提前预处理出合法状态，这样的枚举量就会小很多。

同时可以预处理出每个状态可以由哪些状态转移过来，进一步优化转移过程。

虽然状态很多，但是合法状态并不多，合法的转移状态更不多。

接下来就要看怎么判断状态合法。

用 $1$ 代表放了国王， $0$ 表示没放，所以很容易想到，在一排的状态中不能出现连续的 $1$ 。
预处理相邻排的状态时要注意国王不能位于另一个国王的九宫格内，所以国王的列号不能相邻。

设第 $i$ 排的状态为 $j$ ，第 $i - 1$ 的状态为 $k$ ，即 $j, k$ 要满足：

$j, k$ 都没有连续的 $1$ ；
$j or k$ 没有连续的 $1$ 。

初始化： $f (0, 0, 0) = 1$ 。（什么都不摆也是一种方案）
目标： $f (n + 1, m, 0)$ 。（一个小 $tip$ ，所有的方案数等价于摆完了 $n + 1$ 排且摆了 $m$ 个国王（第 $n + 1$ 排什么都没摆））

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#include <vector>
#include <iostream>

using namespace std;

const int N = 12, M = N * N;
typedef long long ll;
int n, m;
int cnt[1 << N]; //储存每个状态中有多少个国王
vector<int> state; //记录所有的合法状态
vector<int> tran[1 << N]; //记录每一个合法状态能由那些状态转移到
ll dp[N][M][1 << N];

bool check(int x) {
    for(int i = 0; i < n; i++)
        if((x >> i & 1) && (x >> (i + 1) & 1)) return false;
    return true;
}

int count(int x) {
    int res = 0;
    for(int i = 0; i < n; i++) res += x >> i & 1;
    return res;
}

int main() {
    scanf("%d%d", &n, &m);
    for(int i = 0; i < 1 << n; i++)
        if(check(i)) {
            state.push_back(i);
            cnt[i] = count(i);
        }
    
    for(int i = 0; i < state.size(); i++)
        for(int j = 0; j < state.size(); j++) {
            int a = state[i], b = state[j];
            if((a & b) == 0 && check(a | b))
                tran[i].push_back(j);
        }
            
    dp[0][0][0] = 1;
    for(int i = 1; i <= n + 1; i++)
        for(int j = 0; j <= m; j++)
            for(int a = 0; a < state.size(); a++)
                for(int b = 0; b < tran[a].size(); b++) {
                    int c = cnt[state[a]];
                    if(j >= c)
                        dp[i][j][state[a]] += dp[i - 1][j - c][state[tran[a][b]]];
                }
    printf("%lld", dp[n + 1][m][0]); //一个小 tip，所有的方案数等价于摆完了 n + 1 排且摆了 m 个国王（第 n + 1 排什么都没摆）
    return 0;
}

P2704 [NOI2001] 炮兵阵地

题目描述

给定一个 $N \times M$ 矩阵，矩阵中标有 $H$ 字样的位置不能放置棋子，标有 $P$ 字样的位置可以放置棋子。

棋子的攻击方向为上、下、左、右四个方向，攻击距离为 $2$ 个格子。

现在在该棋盘上放置棋子，使得棋子之前不能被互相攻击到，能够放置棋子的最大个数。

数据范围： $N \leq 100, M \leq 10$ 。

思路

和上一道题很像，但这道题的攻击距离变成了 $2$ ，所以我们还需要 $i - 2$ 行的状态。

和上一道题一样先预处理出合法的状态，即满足每三位都不能有超过 $2$ 个 $1$ ，储存在 $s t a t e$ 中。
从中可以看出这道题的合法状态比上一道题还要少。

还是可以考虑把行数 $i$ 作为动态规划的 “阶段” 进行线性 dp。

状态表示： $f (i, j, k)$ 表示已经摆完前 $i$ 行，且第 $i - 1$ 行的状态为 $j$ ，第 $i$ 行的状态为 $k$ 的最大棋子放置数量。

状态转移方程为：

f (i, j, k) = max {f (i - 1, s, j) + c n t_{b}}

其中 $j, k$ 都是下标， $s$ 是枚举的第 $i - 2$ 行的状态的下标， $b = s t a t e_{k}$ ， $c n t_{b}$ 表示 $b$ 这个状态含有多少个棋子。

定义 $H$ 为 $1$ ， $P$ 为 $0$ ，则整个地图可以看作 $N$ 个 $M$ 位的二进制数。

设 $a = s t a t e_{j}, b = s t a t e_{k}, c = s t a t e_{s}$ ，那么 $a, b, c$ 都要合法才行，根据题意，它们应该满足以下条件：

a & b | a & c | b & c = 0 表示每个棋子都不能互相攻击到对方
g[i - 1] & a | g[i] & b = 0 表示只有 $P$ 才能放棋子（若在 $H$ 上放棋子了，按位与结果一定不为 $0$ ）

算一算，要开 $100 * 1024 * 1024 = 104, 857, 600 \approx 10^{8}$ 的数组，空间直接爆炸！

那怎么办呢？

注意到第一维每次只会用到上一层的状态，所以可以将原数组变为滚动数组。
小技巧： 在原来的基础上加上滚动数组只需要把那一维全加上 & 1 就行了。

初始化： $f (0, 0, 0) = 0$ 。（什么都不摆最大数量显然为 $0$ )
目标： $f (n + 2, 0, 0)$ 。（同上题：循环到 $n + 2$ 且后两维都为 $0$ 表示 $n + 1$ 和 $n + 2$ 行什么都没放，等价于在全局最大值）

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#include <vector>
#include <cstring>
#include <iostream>

using namespace std;

const int N = 110, M = 1 << 10;

int n, m;
int g[N];
vector<int> state;
int cnt[M];
int dp[2][M][M]; //滚动数组

bool check(int x) { //检查合法状态：每三位都不能有超过 2 个 1
    for(int i = 0; i < m; i++)
        if((x >> i & 1) && ((x >> i + 1 & 1) || (x >> i + 2 & 1))) return false;
    return true;
}

int count(int x) { //统计每个状态中放棋子的个数
    int res = 0;
    for(int i = 0; i < m; i++) res += x >> i & 1;
    return res;
}

int main() {
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr);
    cout.tie(nullptr);
    cin >> n >> m;
    char c;
    for(int i = 1; i <= n; i++) {
        for(int j = 0; j < m; j++) {
            cin >> c; //遇到这种字符读入还没有空格的题，还是用 cin 吧
            if(c == 'H') g[i] += 1 << j;
        }
    }
    
    for(int i = 0; i < 1 << m; i++) //预处理合法状态
        if(check(i)) {
            state.push_back(i);
            cnt[i] = count(i);
        }
	
    for(int i = 1; i <= n + 2; i++)
        for(int j = 0; j < state.size(); j++) //注意 j, k, t 都是下标
            for(int k = 0; k < state.size(); k++)
                for(int t = 0; t < state.size(); t++) {
                    int a = state[j], b = state[k], c = state[t];
                    if(a & b | a & c | b & c) continue; //检查合法性
                    if(g[i - 1] & a | g[i] & b) continue;
                    dp[i & 1][j][k] = max(dp[i & 1][j][k], dp[i - 1 & 1][t][j] + cnt[b]);
                }
    
    cout << dp[n + 2 & 1][0][0] << '\n'; //同上题：循环到 n + 2 且后两维都为 0 表示 n + 1 和 n + 2 行什么都没放，等价于在全局最大值
    return 0;    
}

2. 集合划分型

P10447 最短 Hamilton 路径

题目描述

已经很清楚就不给了。

思路

容易想到一种朴素做法：枚举所有可能的方案即枚举 $n$ 的全排列，然后算最短路径，时间复杂度为 $O (n * n!)$ 。

实际上这个过程可以用二进制状态压缩来优化。因为我们只关心方案最优解，而不关心具体方案，所以我们只需要记录当前这个方案的最优解即可，那么我们考虑的状态，就只有：在当前方案 $i$ 中，目前抵达的点是 $j$ 。

也就是说，我们用一个状态代表一个集合，集合是一类方案的总和。

而这个方案就是目前哪些点走过，哪些还没走过，用一个 $n$ 位的二进制数来表示。

综上所述，令 $f (i, j)$ 来表示当前状态为 $i$ ，停留的最后一个点为 $j$ 的方案的最短距离，那么状态转移方程为：

f (i, j) = min {f (i, j), f (i xor 2^{j}, k) + w e i g h t (k, j)}

初始化： $f (1, 0) = 0$ 。（从第一个点出发，状态为 $1$ ，走过的距离为 $0$ )
目标： $f (2^{n} - 1, n - 1)$ 。（下标从 $0$ 开始，全部走完且最后停在第 $n$ 个点）

$Talk is cheap, show you the code.$

#include <cstring>
#include <iostream>

using namespace std;

const int N = 20;

int n;
int g[N][N];
int dp[1 << N][N];

int main() {
    scanf("%d", &n);
    for(int i = 0; i < n; i++)
        for(int j = 0; j < n; j++)
            scanf("%d", &g[i][j]);
    
    memset(dp, 0x3f, sizeof dp);
    dp[1][0] = 0;
    for(int i = 1; i < 1 << n; i++)
        for(int j = 0; j < n; j++)
            if(i >> j & 1) //枚举的这个状态必须要经过 j 才行
                for(int k = 0; k < n; k++)
                    if(i >> k & 1) //枚举的这个状态也必须要经过 k 才行
                        dp[i][j] = min(dp[i][j], dp[i - (1 << j)][k] + g[k][j]);
                        
    printf("%d", dp[(1 << n) - 1][n - 1]);
    return 0;
}

P2831 [NOIP2016 提高组] 愤怒的小鸟

题目大意

多组数据，在一个二维平面上，每组数据给出 $n$ 只小猪的坐标，需要用小鸟去消灭他们，每只小鸟的运动轨迹都为一条过原点的抛物线，一只小猪被消灭当且仅当：至少一只小鸟的抛物线经过该小猪的坐标，小鸟的抛物线可以自定，问：最少需要几只小鸟才能将所有的小猪消灭。

数据范围： $n \leq 18$ 。

思路：

抛物线的一般方程为 $y = a x^{2} + b x + c$ 。

题目中的抛物线有两个特点：

过原点, 即 $c = 0$ 。
开口向下，即 $a < 0$ 。

因此抛物线方程为： $y = a x^{2} + b x$ ，有两个未知数，因此两点即可确定一条抛物线。

设这两点为 $(x_{1}, y_{1}), (x_{2}, y_{2})$ ，相当于解方程：

{\begin{cases} a x_{1}^{2} + b x_{1} = 0 \\ a x_{2}^{2} + b x_{2} = 0 \end{cases}

解得：

{\begin{cases} a = \frac{\frac{y_{1}}{x_{1}} - \frac{y_{2}}{x_{2}}}{x_{1} - x_{2}} \\ b = \frac{y_{1}}{x_{1}} - a x_{1} \end{cases}

因此最多有 $n^{2}$ 个不同的抛物线。接下来求出所有不同的抛物线，及其能覆盖的所有点的点集。

所以这道题就变成了 “重复覆盖问题”。

首先想到暴搜思路：

我们可以先预处理出这 $n^{2}$ 条抛物线的解析式，并预处理出每一条抛物线能覆盖哪些小猪。
在搜索时若使用了一条抛物线，就把当前状态按位或上该抛物线能覆盖的小猪状态，表示当前那些小猪被覆盖了。

这样的话，对于一个还没被覆盖的小猪，我们只能开一条新的抛物线去覆盖它。

void dfs(int state, int cnt) { // state 表示当前小猪被覆盖的情况，cnt 表示已经用的小鸟数量
	if(cnt >= cnt) return ; //最优性剪枝
	if(state == (1 << n) - 1) { //若全部覆盖，则更新答案
		res = min(res, cnt);
		return ;
	}
	枚举还没被覆盖的小猪
		枚举能覆盖它的抛物线
			dfs(state | 该抛物线能覆盖的小猪, cnt + 1);
}

然后我们会惊奇地发现，如果 $s t a t e$ 一定，那么 dfs 的结果是一定的，那就启示我们可以用状压 dp 来优化这个过程。

根据搜索的思路，设 $f (i)$ 表示小猪被覆盖的情况为 $i$ 时需要的最少的小鸟数量。

状态计算：找到 $i$ 状态下没有被消灭的小猪的编号 $x$ ，枚举可消灭它的抛物线 $p a t h_{x, j}$ 并更新状态:

f (i or p a t h_{x, j}) = min_{0 < j < n} {f (i) + 1}

初始化： $f (0) = 0$ 其余都为正无穷。（没有消灭任何小猪的最少小鸟数显然为 $0$ ，求最小值初始化成正无穷）
目标： $f (2^{n} - 1)$ 。（全被消灭的最少小鸟数）

时间复杂度为 $O (T (n^{3} + n * 2^{n}))$ 。

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#include <cmath>
#include <vector>
#include <cstring>
#include <iostream>

using namespace std;

const int N = 20, M = 1 << 18;
const double eps = 1e-9;

int T;
int n, m;
struct node{
    double x, y;
}pig[N];
int path[N][N]; //过点i和j的抛物线过哪些点
int dp[M];

int check(double x, double y) { //浮点数存在精度误差，所以需要注意
    if(fabs(x - y) < eps) return 0;
    if(x < y) return -1;
    return 1;
}

int main() {
    scanf("%d", &T);
    while(T--) {
        scanf("%d%d", &n, &m);
        for(int i = 0; i < n; i++) scanf("%lf%lf", &pig[i].x, &pig[i].y);
        for(int i = 0; i < n; i++) {
            path[i][i] = 1 << i; //初始态，单独生成一条只经过 (0, 0) 和 (x, y) 的抛物线
            for(int j = i + 1; j < n; j++) {
                double x1 = pig[i].x, y1 = pig[i].y;
                double x2 = pig[j].x, y2 = pig[j].y;
                if(!check(x1, x2)) continue;
                double a = (y1 / x1 - y2 / x2) / (x1 - x2);
                if(check(a, 0) >= 0) continue; // a < 0
                double b = y1 / x1 - a * x1;
                int state = 0;
                for(int k = 0; k < n; k++) { //预处理当前这条抛物线能过哪些点
                    double x = pig[k].x, y = pig[k].y;
                    if(!check(a * x * x + b * x, y)) state += (1 << k);
                }
                path[i][j] = state;
            }
        }
        memset(dp, 0x3f, sizeof dp);
        dp[0] = 0;
        for(int i = 0; i + 1 < 1 << n; i++) {
            int x;
            for(int j = 0; j < n; j++) //随便找一个未被覆盖的点
		/*
		q: 为什么只找一个呢，搜索时不是都要找并且都要搜一遍吗？
		a: 因为我们采用了状压 dp，状态表示的是一类方案，并不关心它的顺序，而且反正我们最后都要覆盖，所以随便找一个就好了
		*/
                if(!(i >> j & 1)) {
                    x = j;
                    break;
                }
            
            for(int j = 0; j < n; j++)
                dp[i | path[x][j]] = min(dp[i] + 1, dp[i | path[x][j]]);
        }
        printf("%d\n", dp[(1 << n) - 1]);
        memset(path, 0, sizeof path); //记得多测清空
    }
    
    return 0;
}

最后浅浅地整理了一些题：

填充网格型

√P1879 [USACO06NOV] Corn Fields G
P5005 中国象棋 - 摆上马
 P8756 [蓝桥杯 2021 省 AB2] 国际象棋
 P1539 [TJOI2011] 01矩阵

集合划分型

√P3092 [USACO13NOV] No Change G （不用寻常思路的状态设计）
√P1433 吃奶酪
√P1278 单词游戏（注意 dp 阶段即循环顺序）
√P3694 邦邦的大合唱站队（还是要想想，思路不太明显）
P3118 [USACO15JAN] Moovie Mooving G
P5911 [POI2004] PRZ （枚举子集）
P2915 [USACO08NOV] Mixed Up Cows G

posted @ 2024-07-24 22:06 Brilliant11001 阅读(32) 评论(0) 编辑收藏举报

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Brilliant11001

一只会咬人的氯化氢~

状态压缩 dp

$0x00$ ：概念

$0x01$ ：例题

1. 填充网格型

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思路：

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2. 集合划分型

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一只会咬人的氯化氢~

状态压缩 dp

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