POJ3071 Football
POJ3071 Football
翻译 岛田小雅
题目描述
\(2^n\) 个队伍参加一场单淘汰制足球锦标赛，它们被编号为 \(1,2,…,2^n\)。每一轮比赛，未被淘汰的队伍按照升序被放在一个列表里，接下来，列表里的第 \(1\) 个队伍跟第 \(2\) 个队伍比赛，第 \(3\) 个队伍跟第 \(4\) 个队伍比赛，等等。获胜的队伍晋级下一轮，战败的队伍被淘汰。\(n\) 轮之后，只有一个队伍留下来，那个队伍就是冠军。
有一个矩阵 \(P=[p_{ij}]\)，\(p_{ij}\) 表示队伍 \(i\) 在一场比赛中战胜队伍 \(j\) 的概率，决定了哪支队伍更容易赢得冠军。
输入格式
多组测试点。每个测试点都由一个 \(n\) \((1\leqslant{n}\leqslant{7})\) 开头，接下来的 \(2^n\) 行每行有 \(2^n\) 个值，\(i\) 行的第 \(j\) 个值是 \(p_{i,j}\)。矩阵 \(P\) 满足对任意 \(i\neq{j}\)，\(p_{ij}=1-p_{ji}\)，并且对任意 \(i\)，\(p_{ii}=0\)。
输入结束的标志是一个数字 \(-1\)。
矩阵 \(P\) 中的所有数据都以小数给出，为避免精度问题，请使用 \(\texttt{double}\) 类型作答。
输出格式
对每个测试点输出一行整数，表示哪个队伍最有可能成为冠军。为了避免精度问题，数据保证任意两个队伍之间成为冠军的概率之差不小于 \(0.01\)。
样例
输入
2
0.0 0.1 0.2 0.3
0.9 0.0 0.4 0.5
0.8 0.6 0.0 0.6
0.7 0.5 0.4 0.0
-1
输出
2
补充
在样例中，第一轮队伍 \(1\) 对阵队伍 \(2\)，队伍 \(3\) 对阵 队伍 \(4\)。两场比赛的胜者在第二轮对阵来决出冠军。队伍 \(2\) 获得冠军的概率如下：
队伍 \(3\) 的获胜概率紧随其后，为 \(0.372\)。
来源
题解
作者 岛田小雅
远离破 OJ。
这是一道概率 DP 题。
准备一个用来存状态的数组 \(f_{i,j}\)，表示队伍 \(i\) 在第 \(j\) 轮晋级的概率。边界：\(f_{i,0}=1\)。
令队伍 \(i\) 在第 \(j\) 轮遇到的对手是队伍 \(k\)，转移方程：\(f_{i,j}=f_{i,j}+f_{i,j-1}\times{f_{k,j-1}}\times{p_{i,k}}\)。
这样的话，有一个问题。我们知道队伍 \(i\) 在每一轮遇到的对手都有一个范围。以队伍 \(1\) 为例：第一轮队伍 \(1\) 的对手只能是队伍 \(2\)，而第二轮的对手只能是队伍 \(3\) 或队伍 \(4\)（取决于哪支队伍晋级）……
那怎么找到 \(k\) 的范围呢？其实不难。我们把所有的队伍从小到大排列后两两分组，每经过一轮，再把相邻的两个组合并。我们会发现队伍 i 可能的对手只能是跟自己在当前轮“一组”的人。以队伍 \(1\) 为例：第一轮它的对手只能是跟自己一组的队伍 \(2\)。而经过一轮后，队伍 \(1\) 晋级，队伍 \(2\) 淘汰，同时队伍 \(1\) 和队伍 \(2\) 的小组和队伍 \(3\) 和队伍 \(4\) 的小组合并。因为队伍 \(1\) 已经把自己原来小组里的队伍 \(2\) 淘汰掉了，所以它的对手就只能是队伍 \(3\) 或队伍 \(4\)。再经过一轮，队伍 \(1\) 把队伍 \(2\)，\(3\)，\(4\) 都淘汰了，可能遇到的对手就是队伍 \(5\)，\(6\)，\(7\)，\(8\)（如果参赛的队伍有这么多的话:D）。
由此我们总结出规律：队伍 \(i\) 在第 \(j\) 轮可能遇到的对手只能是队伍 \(k\) \((\frac{i-1}{2^{j-1}}\neq{\frac{k-1}{2^{j-1}}}\bigwedge{\frac{i-1}{2^j}={\frac{k-1}{2^j}}})\)。
具体实现见 AC 代码 1。
但是这题没那么简单。如果用三层循环（同 AC 代码 1）的话，破 OJ 会莫名其妙 TLE（据说是卡了我 1e5 的常）。
于是除了像 AC 代码 1 那样把所有的 \(\texttt{cin}\) 和 \(\texttt{cout}\) 全部改成 \(\texttt{scanf()}\) 和 \(\texttt{printf()}\) 以外（我也不知道为什么明明流同步了居然还被卡了），还可以考虑优化最内层的循环 \(k\)。因为我们只需要可能作为队伍 \(i\) 对手的 \(k\) 的区间，如果通过一个队伍一个队伍暴力比较条件来找，有很多队伍会被重复算 \(n\) 次（虽然 n 的最大值只有 7 而已），浪费了时间（一本正经胡说八道）。我们可以先定位队伍 \(i\) 在哪个区间里，然后再根据那个区间来寻找它在该轮的对手区间。
这里我们需要用到一个在 AC 代码 1 中已经用到的一个小细节，那就是把所有的队伍编号 \(-1\)。然后我们开始考虑怎么优化找 \(k\) 的过程。
给手玩过程画一张图：
根据上图，我们很容易就能发现队伍 \(i\) 在回合 \(j\) 中的对手 \(k\) 只会出现在和自己在第 \(j+1\) 轮一组的队伍之中，而至于队伍 \(i\) 在下一轮分组的前一半还是后一半，取决于它的第 \(j\) 位二进制值是真还是假。如果是假，那就在前一半，而为真时，在后一半。
然后我们就能根据定位到的区间左端和区间长度精准锁定 \(k\) 的范围啦。
具体实现见 AC 代码 2。
不过代码 2 直接交还是 TLE。最后是怎么过的呢——
为避免 \(\texttt{G++}\) 玄学问题，请使用 \(\texttt{C++}\) 语言提交。
（超小声）其实第一次用 cin 和 cout 提交就是对的……
AC 代码 1
作者 岛田小雅
#include <algorithm>
#include <cstring>
#include <iostream>
#include <map>
#include <queue>
#include <stdio.h>
using namespace std;
const int N = (1<<7)+2;
int n;
double p[N][N], f[N][N];
int main()
{
while(scanf("%d",&n))
{
if(n == -1) break;
int maxn = (1<<n);
for(int i = 0; i < maxn; i++)
{
for(int j = 0; j < maxn; j++) scanf("%lf",&p[i][j]);
f[i][0] = 1;
}
for(int j = 1; j <= n; j++)
{
for(int i = 0; i < maxn; i++)
{
f[i][j] = 0;
for(int k = 0; k < maxn; k++)
{
// if(i == k) continue;
if((i/(1<<j-1)!=k/(1<<j-1)) && (i/(1<<j)==k/(1<<j))) f[i][j] += f[i][j-1]*f[k][j-1]*p[i][k];
}
}
}
int ans = 0;
for(int i = 1; i < maxn; i++) if(f[i][n] > f[ans][n]) ans = i;
printf("%d\n",ans+1);
}
return 0;
}
AC 代码 2
作者 岛田小雅
#include <algorithm>
#include <cstring>
#include <iostream>
#include <map>
#include <queue>
#include <stdio.h>
using namespace std;
const int N = (1<<7)+2;
int n;
double p[N][N], f[N][N];
int main()
{
ios::sync_with_stdio(0); cin.tie(0); cout.tie(0);
while(cin>>n && n!=-1)
{
int maxn = (1<<n);
for(int i = 0; i < maxn; i++)
{
for(int j = 0; j < maxn; j++) cin >> p[i][j];
f[i][0] = 1;
}
for(int j = 1; j <= n; j++)
{
for(int i = 0; i < maxn; i++)
{
f[i][j] = 0;
int k = i>>j<<j; // 把k推到队伍i当前分组的最前端，手玩出来这么算是对的问我为什么我也不知道
int pointer = (1<<j-1);
int len = (1<<(j-1));
if(!(i&pointer)) k += len;
for(int _ = 0; _ < len; _++)
{
int _k = k+_;
f[i][j] += f[i][j-1]*f[_k][j-1]*p[i][_k];
}
}
}
int ans = 0;
for(int i = 1; i < maxn; i++) if(f[i][n] > f[ans][n]) ans = i;
cout << ans+1 << '\n';
}
return 0;
}
