随笔分类 - 线性dp
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摘要：每日一题 day61 打卡 Analysis las数组表示的是最近一个为j的位置为是什么。 dp数组的含义是以str[i]为结尾的子序列数量。 于是有状态转移方程： dp[las[i][j]]+=dp[i]; 1 #include<iostream> 2 #include<cstdio> 3 #i
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摘要：每日一题 day59 打卡 Analysis 很容易看出是一个dp， dp[i][j[k][0/1]来表示到了(i,j)时，刷了k次，0表示这个没刷，1表示刷了。 于是有转移： 1.换行时一定要重新刷 2.若这一格与前一个格子颜色一样,最优的方式是把前一个的1状态原封不动转移,这时的0状态也跟着原封
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摘要：每日一题 day57 打卡 Analysis 对于这个问题，由于分成了两个子序列，我们不妨就是枚举一下可能出现的情况： 无非就这两种： 1.+++++0000+++++0000++++ 2.0000++++00000++++000000 0就表示选了这个数，+就表示不选这个数， 那我们正反先做一个普
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摘要：每日一题 day56 打卡 Analysis 算法：贪心+dp 容易想到贪心：吃饭慢的先打饭节约时间， 所以先将人按吃饭时间从大到小排序。 然后就是dp了： 首先，应该想到f[i][j][k]:前i个人，在1号窗口打饭总时间j，在2号窗口打饭总时间k 当然，这样会爆空间，所以想到去掉一维。 f[i]
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摘要：每日一题 day40 打卡 Analysis 因为两个序列都是1~n 的全排列，那么两个序列元素互异且相同，也就是说只是位置不同罢了，那么我们通过一个book数组将A序列的数字在B序列中的位置表示出来 因为最长公共子序列是按位向后比对的，所以a序列每个元素在b序列中的位置如果递增，就说明b中的这个数
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摘要：每日一题 day30 打卡 Analysis f[i][j][p][q]表示他们走到(i,j)，且两人魔瓶内魔液量的差为p时的方法数。q=0表示最后一步是小a走的，q=1表示最后一步是uim走的。题目中说魔瓶的容量为k，实际上就是动归时p需要对k+1取余数，即p只有0~k，k+1种可能。答案为所有f
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摘要：每日一题 day29 打卡 Analysis 朴素的DP方程为: dp[i]=max{sum[i]-sum[j-1]}; 对于每个i 需要用单调队列维护最小的sum[j-1] 注意： 1.tail初值要置成1，因为i=1时状态要从i=0转移，所以队列中已有一个元素0。 2.对于每个i，要先维护队头，
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摘要：Analysis ①首先将所有粉刷匠,按照必须刷的小木块Si从小到大排序. 上面这个操作为了保证我们可以顺序处理. ②我们可以设f[i][j]表示为,前i个粉刷匠,刷了前i个木块.可以有些木块选择不刷 状态确定好了后,我们分两种情况讨论. 第i个粉刷匠不工作,那么f[i][j]=f[i−1][j]第
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摘要：Analysis 首先假设一天的第N小时与后一天的第一个小时不相连， 这种情况下DP转移比较好想 dp[i][j][0/1]dp[i][j][0/1]表示 考虑一天的前i个小时，已经休息了j小时，且第i个小时是否在休息 那么有状态转移方程： dp[i][j][0]=max(dp[i-1][j][0]
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摘要：每日一题 day25 打卡 Analysis dp[i][j]=dp[i-1][j-1]*(i-j)+dp[i-1][j]*(j+1); 其中i和j是表示前i个数中有j个小于号，j<=i-1 要在长度为i的数列中插入一个数，那么共有i+1个位置可以插入（第一个位置最后一个位置和中间的i-1个位置）。
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摘要：Analysis 给定一个f*v的矩阵 要求从第一行走到第f行，每行取走一个数， 且该行所取的数必须必上一行所取的数的列数大 ， 求所能取走的最大值 注意每一行所取走的数字的列数必须大于等该行的行号 因为必须给前面的花留下足够的花瓶 同理每一行所能取的最大的花瓶号必须小于等于v-(f-该行行数) 由
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摘要：每日一题 day24 打卡 Analysis 字符串+dp 仔细观察发现，对于f[i][j],它的值为以下三个值中的最小者： 除此之外，只需注意初始化即可。 请各位大佬斧正（反正我不认识斧正是什么意思）
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摘要：每日一题 day23 打卡 Analysis dp[i][j]表示序列A中前i个与序列B中前j个匹配的相似度最大值 所以，dp方程很容易想到： 1.让a[i]与b[j]匹配 2.让a[i]与B序列中一个空位匹配 3.让b[j]与A序列中一个空位匹配 dp[i][j]=max(dp[i][j],dp[
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摘要：最长不下降子序列实现： 利用序列的单调性。 对于任意一个单调序列，如 1 2 3 4 5（是单增的），若这时向序列尾部增添一个数 x，我们只会在意 x 和 5 的大小，若 x>5，增添成功，反之则失败。由于普通代码是从头开始比较，而 x 和 1,2,3,4 的大小比较是没有用处的，这种操作只会造成时
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摘要：每日一题 day21 打卡 Analysis DP的状态为已经完成的请求数量，通过指派一位服务员可以把”完成i - 1个请求的状态”转移到”完成i个请求的状态”那么我们可以知道转移从dp[i - 1] -> dp[i]dp[i][x][y][z] 代表为第i次选择的情况下，对应的1,2,3号服务员所
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摘要：每日一题 day20 打卡 Analysis 线型动态规划 读入每个人的贪婪度之后，对其按照从大到小的顺序排序，定义状态f[i][j]为前i个人（排序后）分j个饼干的答案，那么答案为f[n][m],考虑状态转移方程。 1、若给第i个人的饼干数大于1 ，那么我们将这i个人的饼干数都减1（总共减n），他
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摘要：每日一题 day16 打卡 Analysis 设F[i,j]表示A[1..i]与B[1..j]并且以B[j]结尾的两段最长公共上升子序列，那么我们可以发现这样的转移 （1）A[i]==B[j]时 F[i][j]=max(F[i-1][k])+1,其中k满足1<=k<=j并且B[j]<A[i]. (2
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摘要：每日一题 day14 打卡 Analysis 五维dpf[a1,a2,a3,a4,a5]表示各排从左端起分别占了a1,a2,a3,a4,a5个人时合影方案数量然后我们枚举a1,a2,a3,a4,a5从0开始到N1,N2……N5若a1 < N1若a2 < N2&a1 > a2若a3 < N3&a2 >
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摘要：每日一题 day12 打卡 Analysis 完全背包 请各位大佬斧正（反正我不认识斧正是什么意思）
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摘要：这道题其实是一道01背包的变形题，主要思路如下：在不把剩余时间用光的前提下（剩余时间>0），尽可能的多唱歌。于是我们可以用dp[i]表示的是到当前i秒时，最多可以唱多少歌。 状态转换方程：dp[k]=max(dp[k],dp[k-yy]+1);最后输出可以唱多少歌。
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