[BZOJ4446]SCoi2015 小凸玩密室 树形DP(烧脑高能预警)

4446: [Scoi2015]小凸玩密室

Time Limit: 10 Sec  Memory Limit: 128 MB

Description

小凸和小方相约玩密室逃脱，这个密室是一棵有n个节点的完全二叉树，每个节点有一个灯泡。点亮所有灯
泡即可逃出密室。每个灯泡有个权值Ai，每条边也有个权值bi。点亮第1个灯泡不需要花费，之后每点亮4
个(1个)新的灯泡V的花费，等于上一个被点亮的灯泡U到这个点V的距离Du,v，乘以这个点的权值Av。在点灯
的过程中，要保证任意时刻所有被点亮的灯泡必须连通，在点亮一个灯泡后必须先点亮其子树所有灯泡才能点亮其他灯泡。请告诉他们，逃出密室的最少花费是多少。

Input

第1行包含1个数n，代表节点的个数
第2行包含n个数，代表每个节点的权值ai。(i=l，2，…，n)
第3行包含n-l个数，代表每条边的权值bi，第i号边是由第(i+1)/2号点连向第i+l号点的边。
(i=l，2...N-1)

Output

输出包含1个数，代表最少的花费。

Sample Input

3
5 1 2
2 1

Sample Output

5

HINT

对于100%的数据，1≤N≤2×105，1<Ai,Bi≤10^5


（其实我是回来补暑假没写完的题解的）

题解：

(首先我经过激烈的思想斗争,认为那个点亮灯泡的花费计算只与上一个有关(其实是因为前4个太难考虑了...)

事实证明这样做是对的..就是只考虑上一个:(

有了之前做非线性DP的经验,我一开始想的还是合并类型

但是发现数据范围不太对....这似乎是一个介于O(n)和O(n2)范围内的DP

我们考虑怎么定义状态,以及怎么转移.

一开始我想的是f[i][j]表示"走完以i为根的子树之后走去j点的最小花费"

但是我发现这个MLE了,2e5开不下

但是这又是一颗完全二叉树,所以我们考虑能不能应用他的一些性质

我们观察到,点灯泡的起点没有确定,但是题目有这样的两个限制:

要保证任意时刻所有被点亮的灯泡必须连通.

在点亮一个灯泡后必须先点亮其子树所有灯泡才能点亮其他灯泡

这样的话,某一个点被点亮的时候只能有三种转移的情况:从儿子走来,从兄弟走来和从父亲走来(废话)

因此,当某一个子树被完全点亮之后,我们就要去某一个他的祖先,或者是他某个祖先的儿子

我们发现上面这两个都与这个节点的祖先有关（这里我们把自己也看成自己的祖先）

由于这是一棵二叉树,我们完全可以通过位运算(左移,右移和异或)来计算出某个节点的某个深度的祖先.

这样,第二维完全不用是O(n)的:我们可以把第二维设为深度,即走完以i为根的子树之后走去深度为j的祖先节点的“XXXX”的最小花费

那么我们再考虑一下：我们这个点的祖先节点可能已经被点亮，也可能没有被点亮。如果已经点亮，我们就必须去点亮祖先的兄弟那棵子树。

因此我们定义两个数组：

f(ather)[i][j]表示走完以i为根的子树之后去点亮深度为j的祖先节点的最小花费

b(rother)[i][j]表示走完以i为根的子树之后去点亮深度为j的祖先节点的兄弟节点的最小花费

接下来我们考虑状态的转移。最好想到的是节点i是叶子节点的情况：直接走去对应的节点即可。

我们再考虑下一种情况：只有一个儿子。那么此时我们必须先走到这个儿子，然后再从这个儿子走去对应的节点。
如果有2个儿子，我们应该考虑两种情况，即先去左儿子还是先去右儿子，然后取较小值，并累加中间的权值。
这样，转移部分就被我们解决了。具体代码实现就是上面这个思路的体现。
最后，我们再来考虑“第一个灯泡不确定”这个条件
假设第一步点亮了灯泡u，设它的兄弟为bro(ther)，那么接下来我们应该一步一步往上爬，直到点亮所有灯泡。
也就是说重复u->fa->bro->fa->bro->......这个过程
我们只需要模拟这个过程，就可以得到第一步点亮u的最小花费（记得讨论bro不存在的情况）
然后在所有最小值里取最小即可。
这道题的思维含量很高，是一道不可多得的好题呀！

完整代码见下：

 1 #include <cstdio>
 2 #include <cstring>
 3 #include <algorithm>
 4 using namespace std;
 5 const int N=200010;
 6 typedef long long LL;
 7 int n,l[N],r[N],deep[N];
 8 LL f[N][19],b[N][19],a[N],lval[N],rval[N],dis[N];
 9 int main()
10 {
11     scanf("%d",&n);LL v;int rt;deep[1]=1;
12     for(int i=1;i<=n;i++)scanf("%lld",&a[i]);
13     for(int i=1;i<n;i++)
14     {
15         scanf("%lld",&v);
16         rt=(i+1)>>1,deep[i+1]=deep[rt]+1;
17         if((i+1)&1) r[rt]=i+1,rval[rt]=v,dis[r[rt]]=dis[rt]+rval[rt];
18         else l[rt]=i+1,lval[rt]=v,dis[l[rt]]=dis[rt]+lval[rt];
19     }
20     for(int i=n;i>1;i--)
21         for(int j=2;j<=deep[i];j++)
22             if(!r[i])
23                 if(!l[i])
24                 {
25                     int fa=i>>(deep[i]-j+1),fab=(i>>(deep[i]-j))^1;
26                     b[i][j]=( dis[i]+dis[fab]-(dis[fa]<<1) )*a[fab];
27                 }
28                 else b[i][j]=lval[i]*a[l[i]]+b[l[i]][j];
29             else b[i][j]=min(lval[i]*a[l[i]]+b[l[i]][deep[i]+1]+b[r[i]][j],rval[i]*a[r[i]]+b[r[i]][deep[i]+1]+b[l[i]][j]);
30     for(int i=n;i;i--)
31         for(int j=0;j<=deep[i];j++)
32         {
33             if(!r[i])
34                 if(!l[i])
35                     if(!j)f[i][j]=0;
36                     else
37                     {
38                         int fa=i>>(deep[i]-j);
39                         f[i][j]=(dis[i]-dis[fa])*a[fa];
40                     }
41                 else f[i][j]=lval[i]*a[l[i]]+f[l[i]][j];
42             else f[i][j]=min(lval[i]*a[l[i]]+b[l[i]][deep[i]+1]+f[r[i]][j],rval[i]*a[r[i]]+b[r[i]][deep[i]+1]+f[l[i]][j]);
43         }
44     LL ans=f[1][0];
45     for(int i=2;i<=n;i++)
46     {
47         int u=i,bro=u^1;
48         LL tmp=f[u][deep[u]-1];
49         while(u>1)
50         {
51             if(bro>n)tmp+=a[u>>2]*(dis[u>>1]-dis[u>>2]);
52             else tmp+=a[bro]*(dis[bro]-dis[u>>1])+f[bro][deep[u>>1]-1];
53             u>>=1,bro=u^1;
54         }
55         ans=min(ans,tmp);
56     }
57     printf("%lld\n",ans);
58 }
posted @ 2017-08-26 09:15  LadyLex  阅读(1055)  评论(0)  编辑  收藏  举报