smoj2806建筑物

题面

有R红色立方体，G绿色立方体和B蓝色立方体。每个立方体的边长是1。现在有一个N × N的木板，该板被划分成1×1个单元。现在要把所有的R+G+B个立方体都放在木板上。立方体必须放置在单元格内，单元格可以竖立放置多个立方体。

放置在板上的立方体可以被视为“建筑物”。一个“建筑物”被称为“美丽建筑物”，当且仅当：人站在南面，向北面望过去，观察建筑物时，所有可见立方体都是相同的颜色。

例如，在下图中，左侧建筑物是“美丽建筑物”，而右侧建筑物则不是。

问题是：给出R，G，B，N，有多少种不同的“美丽建筑物”，答案模1000000007。

输入：
多组测试数据。

第一行，一个整数group。表示有group组测试数据。1 <= group <= 8

每组测试数据格式：

  一行，4个整数：R,G,B,N。  0<=R,G,B<26。 1 <= N <26。

输出：
共group行，每行一个整数。

样例输入：

4

1  0  1  2


1  1  2  1


2  2  1  3

0  0  10  12

样例输出：

4

0

162

372185933

思路：DP

我们对于每一个颜色做为看得见的颜色做一次dp求解，最后再将答案统计起来就可以了。

不妨设看见的是Red（R），被挡住的是Gueen（G）和Blue（B）

那么我们从南向北看每一列都是独立的，所以就可以把大问题化为子问题。

那么可以设出dp方程：

f[i][x][y][z]表示前i列用了x个R，y个G，z个B的方案数
f[i][x][y][z]+=f[i-1][x-a][y-b][z-c]*（这一列用了a个R，b个G，c个B的方案数）

那么就解决下一个问题： 如何计算 这一列用了a个R，b个G，c个B的方案数。

那么我们设

g[x][y][z]表示一列使用x个R，y个G，z个B的方案数。

计算一列满足条件的方案数时还要考虑高度，很明显，我们每一列能看到的R颜色数量就是这一列的最高高度。所以
我们又设:

s[i][x][y][z][h]表示一列内，前i行，使用x个R，y个G，z个B，最高高度为h的方案数

那么g数组就是：

i表示枚举的最高高度
g[x][y][z]+=s[n][x][y][z][i];
s[i][x][y][z][i]表示到第n行最高高度是i，使用x个R，y个G，z个B，最高高度为h的方案数。
将他们全部相加就是g数组的值。

S数组的转移比较复杂一点，分两种情况：

1、这一行不是最高高度

2、这一行变成了最高高度

那么对于第一种情况：枚举自身的高度，用R颜色数量，G颜色数量，算出B颜色数量，然后进行转移

对于第二种情况：枚举之前的最高高度，用R颜色数量，G颜色数量，算出B颜色数量，然后进行转移。

第二种情况相比于第一种要多出一个条件，就是多出来的高度必须是R颜色的，不然就不满足方程性质。

关于S数组的转移方式，枚举出来的方式只是使用的数量，所以还有计算出这些方块的排列方式，即可重复排列，计算公式：是总数的阶乘除以各种颜色数量的阶乘，在这道题为

n=x+y+z
n!/x!/y!/z!

计算可重集排列可以使用逆元相关知识，或者暴力预处理也可以。

S数组转移：

a表示用R颜色数量，b表示用G颜色数量，c表示用B颜色数量
第一种：
s[n][x][y][z][h]+=s[n-1][x-a][y-b][z-c][h]*可重复排列(a,b,c)
i表示枚举的之前最高高度
第二种：
s[n][x][y][z][h]+=s[n-1][x-a][y-b][z-c][i]*可重复排列(a-(h-i),b,c)
a-(h-i)是因为有a-(h-i)个R颜色是必须选的，不能掉换位置。

边界问题：下面代码有注释

那么当S,G,F数组都处理完了就可以直接累加答案了。时间复杂度：O(n^8)

写法

关于这道题的写法，推荐使用记忆化搜索式写法，比较简单易懂，并且我这种写法转换成O(n^6)会写起来比较方便，所以推荐写成记忆化搜索形式。

如果还有什么不明白的可以详见代码注释，下面已经标明了每一步的作用。

//smoj2806 建筑物 O(n^8) 暴力写法40分
#include<bits/stdc++.h>
#define mod 1000000007
#define int long long
#define maxn 10001
using namespace std;
int mul_inv[maxn],mul[maxn],inv[maxn],R,G,B,n;
int S[26][26][26][26][26],F[30][30][30][30],g[30][30][30],T;
long long Rearrangeable(int x,int y,int z){				//计算可重集：n!/x!/y!/z!
	int n=x+y+z;
	return ((((mul_inv[x]*mul_inv[y])%mod)*mul_inv[z])%mod)*mul[n]%mod;	//使用逆元计算
}
int s(int i,int x,int y,int z,int h){					//计算S数组
	long long sum=0;
	if(i==1){			//边界
		if(x==h&&(y+z)==0)return S[i][x][y][z][h]=1;	//如果剩下的全是x颜色和第一行最高高度是x的个数就说明可以
		return S[i][x][y][z][h]=0;				//不然这种方案就不行
	}
	if(S[i][x][y][z][h]!=-1){return S[i][x][y][z][h]%mod;}	//记忆化
	for(int h2=0;h2<=h;h2++){			//my height，枚举自己这一行的高度
		for(int a=0;a<=x&&a<=h2;a++){			//枚举用了几个x颜色
			for(int b=0;b<=y&&b+a<=h2;b++){		//枚举用了几个y颜色
				int c=h2-a-b;					//计算用了几个z颜色
				if(c<=z)		//用的z颜色个数要需要小于z的总个数
				sum+=s(i-1,x-a,y-b,z-c,h)%mod 	//搜索下去累加答案
					*Rearrangeable(a,b,c)%mod;	//乘上可重集
				sum%=mod;
			}
		}
	}
	for(int h2=0;h2<h;h2++){			//those max height，枚举自己前面的最高高度
		for(int a=0;a<=x&&a<=h;a++){
			for(int b=0;b<=y&&a+b<=h;b++){
				int c=h-a-b,a1=h-h2;			//a1表示自己超过之前最高高度几个
				if(a1<=a&&c<=z)			//判断满不足满足条件 : 1、必须用的a1<=选择用的a  2、同上my height
				sum+=s(i-1,x-a,y-b,z-c,h2)%mod
					*Rearrangeable(a-a1,b,c)%mod;	//可重集能选的少了a1
				sum%=mod;
			}
		}
	}S[i][x][y][z][h]=sum%mod;
	return S[i][x][y][z][h]%mod;		//返回
}
int getG(int x,int y,int z){							//计算g数组
	long long sum=0;
	if(g[x][y][z]!=-1)return g[x][y][z]%mod;			//记忆化
	for(int i=0;i<=x;i++)sum+=s(n,x,y,z,i)%mod,sum%=mod;//累加全部高度的S数组
	g[x][y][z]=sum%mod;
	return g[x][y][z]%mod;				//返回
}
int f(int i,int x,int y,int z){							//计算F数组
	long long sum=0;
	if(i==1){return getG(x,y,z)%mod;}	//边界，第一列就把全部放完
	if(F[i][x][y][z]!=-1)return F[i][x][y][z]%mod;		//记忆化
	for(int a=0;a<=x;a++){
		for(int b=0;b<=y;b++){
			for(int c=0;c<=z;c++){
				sum+=f(i-1,x-a,y-b,z-c)%mod 			//往下搜
					*getG(a,b,c)%mod;					//乘上那一列的方案数
				sum%=mod;
			}
		}
	}F[i][x][y][z]=sum%mod;
	return F[i][x][y][z];				//返回
}
signed main(){
	freopen("2806.in","r",stdin);
	freopen("2806.out","w",stdout);
	memset(S,-1,sizeof(S));
	mul[0]=1;mul_inv[0]=1;inv[1]=1;		//以下4行计算逆元、阶乘、阶乘逆元
	for(int i=1;i<=100;i++)mul[i]=mul[i-1]*i%mod;
	for(int i=2;i<=100;i++)inv[i]=(mod-mod/i)%mod*inv[mod%i]%mod;
	for(int i=1;i<=100;i++)mul_inv[i]=mul_inv[i-1]%mod*inv[i]%mod;
	scanf("%lld",&T);
	while(T--){
		memset(F,-1,sizeof(F));
		memset(g,-1,sizeof(g));
		long long ans=0;
		scanf("%lld%lld%lld%lld",&R,&G,&B,&n);
		ans+=f(n,R,G,B);ans%=mod;ans+=f(n,G,R,B);ans+=f(n,B,R,G);	//累加以3种不同颜色为可见颜色的方案
		printf("%lld\n",ans%mod);		//输出
	}
	return 0;
}

当你理解O(n8)时，你就可以轻松理解O(n6)的思路。

第一层优化 O(N^6)

其实我们在转移的dp方程的时候可以发现，被挡住的那G，B两个颜色几乎没有什么区别，他们不会影响方程的性质，只要R颜色能挡住他们，他们就不会影响一个方案的正确性。

那么我们可以思考，可不可以将G和B两种颜色混合成一种颜色来降低复杂度呢？

当然可以！将两种颜色混合成一种颜色后可以将复杂度降为O(N^6)的，大大提高效率。

但问题来了，如果将两种混合成一种，计算可重复排列会出偏差，江来是要付泽任的，你民不民白！

那么怎么解决呢？我们从全局来想，如果我们已经构成了一个合理的方案。那么现在，我们把全部的G和B都变为Y(Yellow)，那这一样是看过去只有R的，我们想，在这全部的Y里，有x个是G，y
个是B，那么我们从Y中取x个染成G，其余染成B，那么不就是原来的其中一种方案嘛！

所以每次计算最后成上C(G+B,G)或C(G+B,B)，两者是一样的。

所以我们把3种颜色变为2种颜色，答案最后乘上一个组合数就可以了。时间复杂度：O(N^6)，足矣！

写法

其实相比于O(N8)的写法，O(N6)的并没有多大的改造，我们可以将记忆化搜索刚开始传进去的

f(n,R,G,B)

改为

f(n,R,G+B,0)

就可以轻松实现O(N8)到O(N6)的飞跃。
具体实现看代码，原来O(N^8)的注释就不标了

//smoj2806 建筑物 O(n^6) 100分
#include<bits/stdc++.h>
#define mod 1000000007
#define int long long
#define maxn 10001
using namespace std;
int mul_inv[maxn],mul[maxn],inv[maxn],R,G,B,n;
int S[26][26][5][51][26],F[30][30][30][60],g[30][30][60],T;
long long Rearrangeable(int x,int y,int z){
	int n=x+y+z;
	return ((((mul_inv[x]%mod*mul_inv[y]%mod)%mod)*mul_inv[z]%mod)%mod)*mul[n]%mod;
}
int C(int n,int m){		//组合数计算
	return (mul[n]%mod*((mul_inv[n-m]%mod*mul_inv[m]%mod)%mod))%mod;	//还是用逆元
}
int s(int i,int x,int y,int z,int h){		//没变
	long long sum=0;
	if(i==1){
		if(x==h&&(y+z)==0)return S[i][x][y][z][h]=1;
		return S[i][x][y][z][h]=0;
	}
	if(S[i][x][y][z][h]!=-1){return S[i][x][y][z][h]%mod;}
	for(int h2=0;h2<=h;h2++){			//my height
		for(int a=0;a<=x&&a<=h2;a++){
			for(int b=0;b<=y&&b+a<=h2;b++){
				int c=h2-a-b;
				if(c<=z)
				sum+=s(i-1,x-a,y-b,z-c,h)%mod*Rearrangeable(a,b,c)%mod;
				sum%=mod;
			}
		}
	}
	for(int h2=0;h2<h;h2++){			//those max height
		for(int a=0;a<=x&&a<=h;a++){
			for(int b=0;b<=y&&a+b<=h;b++){
				int c=h-a-b,a1=h-h2;
				if(a1<=a&&c<=z)
				sum+=s(i-1,x-a,y-b,z-c,h2)%mod*Rearrangeable(a-a1,b,c)%mod;
				sum%=mod;
			}
		}
	}
	S[i][x][y][z][h]=sum%mod;
	return S[i][x][y][z][h]%mod;
}
int getG(int x,int y,int z){			//没变
	long long sum=0;
	if(g[x][y][z]!=-1)return g[x][y][z]%mod;
	for(int i=0;i<=x;i++)sum+=s(n,x,y,z,i)%mod,sum%=mod;
	g[x][y][z]=sum%mod;
	return g[x][y][z]%mod;
}
int f(int i,int x,int y,int z){			//没变
	long long sum=0;
	if(i==1){return getG(x,y,z)%mod;}
	if(F[i][x][y][z]!=-1)return F[i][x][y][z]%mod;
	for(int a=0;a<=x;a++){
		for(int b=0;b<=y;b++){
			for(int c=0;c<=z;c++){
				sum+=f(i-1,x-a,y-b,z-c)%mod*getG(a,b,c)%mod;
				sum%=mod;
			}
		}
	}
	F[i][x][y][z]=sum%mod;
	return F[i][x][y][z];
}
signed main(){
	freopen("2806.in","r",stdin);
	freopen("2806.out","w",stdout);
	memset(S,-1,sizeof(S));
	memset(F,-1,sizeof(F));
	memset(g,-1,sizeof(g));
	mul[0]=1;mul_inv[0]=1;inv[1]=1;
	for(int i=1;i<=100;i++)mul[i]=mul[i-1]*i%mod;
	for(int i=2;i<=100;i++)inv[i]=(mod-mod/i)%mod*inv[mod%i]%mod;
	for(int i=1;i<=100;i++)mul_inv[i]=mul_inv[i-1]%mod*inv[i]%mod;
	scanf("%lld",&T);
	while(T--){
		//memset(S,-1,sizeof(S));
		memset(F,-1,sizeof(F));
		memset(g,-1,sizeof(g));
		long long ans=0;
		scanf("%lld%lld%lld%lld",&R,&G,&B,&n);
		ans+=f(n,R,0,G+B)%mod*C(G+B,B)%mod; ans%=mod;		//将R作为可见颜色
		ans+=f(n,G,0,R+B)%mod*C(R+B,B)%mod; ans%=mod;		//将G作为可见颜色
		ans+=f(n,B,0,R+G)%mod*C(R+G,R)%mod; ans%=mod;		//将B作为可见颜色
		printf("%lld\n",ans%mod);
	}
	return 0;
}

那么这个复杂度就可以顺利地通过此题了，当然，还有下一层优化，可以进一步优化成O(N^5)的，在这里就先不说了，大家自己下去好好想想。

谢谢观赏！

posted @ 2019-04-09 17:01  Hastieyua  阅读(137)  评论(0)  编辑  收藏  举报