P7959 [COCI2014-2015#6] WTF 题解

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P7959 [COCI2014-2015#6] WTF 题解

呃，是一道 DP 题

说实话，原题实际上是不要输出一种方法的……但是似乎放这道题的人想增加一点难度？

这里有两种做法，但都是 DP。

预备观察

我们首先观察一些性质，以方便解题。

• 循环不变：我们可以观察到，在 $n$ 次变换后，序列会还原。也就是说，两个循环在同一个 $i$ 上操作的序列是一样的。

• 下标大小：其实可以看到，下标是一大一小，也就是 $\min(ID_{i}, \mathit{ID}_{i+1})$ 和 $\max(ID_{i}, ID_{i + 1})+1$。意味着我们在 $ID_{i}$ 的选择关于，且仅关于 $ID_{i - 1}$ 的选择。所以考虑 DP 转移。

• 连续性：不难发现，其实选择是这么一些边：$(ID_{i}, ID_{i + 1})$ 和 $(ID_{i + 1}, ID_{i + 2})$，也就是说每一个状态是相关联的。

接下来就可以开始正式解题了。

感觉上面讲的都是废话

解法1：强行DP

这也是我拿到这一道题的第一想法……也是正解的一种吧

在观察出来下标大小的关系之后，其实就可以设一个 $DP$ 了。

令 $f_{i,j}$ 表示在 $ID_{i + 1}$ 选 $j$ 所能取到的最大值。

于是可以有这么一个转移方程：

$$f_{i,j} = \max_{k=1}^{n-1}(f_{i-1,k} + A_{\min(j, k)} - A_{\max(j,k) + 1})$$

$k$ 上界为 $n - 1$，这是题面中要求了的。

包括 $j$ 其实也 $\in [1, n-1]$

所以就有一个 $O(n^3)$ 的写法了。

但是很明显，必须优化到 $O(n^2)$ 才能过。

我们把 $\min \max$ 拆开：

$$\begin{aligned} f_{i,j} = \max&( A_{j} + \max_{k = j}^{n - 1}(f_{i-1, k} - A_{k+1}), \\ &-A_{j+1} + \max_{k = 1}^{j}(f_{i-1,k} + A_{k})) \end{aligned}$$

其实内部关于 $j$ 的边界并没有那么重要

很明显，后面两个部分可以通过前后缀 $\max$ 搞定。于是我们可以在 $O(1)$ 内转移。

总时间复杂度成功变为 $O(n^2)$。

不过还要注意一个点，每一次转移的时候，需要手动模拟一次 $Rotate(n, r)$。

那么核心代码如下：

pre[0] = suf[n] = -1e9;
for (i = 1; i <= n; ++i, rotate()) {
    // prefix k
    for (k = 1; k < n; ++k) {
        // pre[k] = max(pre[k - 1], f[i - 1][k] + A[k]);
        if (pre[k - 1] >= f[i - 1][k] + A[k]) {
            pre[k] = pre[k - 1];
            pref[k] = pref[k - 1];
        } else {
            pre[k] = f[i - 1][k] + A[k];
            pref[k] = k;
        }
    }

    // suffix k
    for (k = n - 1; k; --k) {
        // suf[k] = max(suf[k + 1], f[i - 1][k] - A[k + 1]);
        if (suf[k + 1] >= f[i - 1][k] - A[k + 1]) {
            suf[k] = suf[k + 1];
            suff[k] = suff[k + 1];
        } else {
            suf[k] = f[i - 1][k] - A[k + 1];
            suff[k] = k;
        }
    }

    for (j = 1; j < n; ++j) { // enum cur ID[i + 1]
        int p = pre[j] - A[j + 1], s = suf[j] + A[j];
        if (p >= s) {
            f[i][j] = p;
            trans[i][j] = pref[j];
        } else {
            f[i][j] = s;
            trans[i][j] = suff[j];
        }
    }
}

最后通过 trans 数组输出方案即可。

不过说实话，这个空间复杂度确实不够优秀。

做法2：std做法

其实可以发现，对于每一个 $i$，设

$$id_1 = \min(ID_{i}, ID_{i + 1}), id_2 = \min(ID_{i}, ID_{i + 1})$$

于是有 $sum += A_{id_1} -A_{id_2 +1}$。

这似乎提醒这我们做一个前缀差分。

于是我们设 $b_{i} = A_{i + 1} - A_{i}$。

所以可以得到 $A_{id_2 + 1} - A_{id_1} = \sum_{i = id_1}^{id_2} b_{i}$。

原本我们需要最大化，那么此时，我们需要最小化 $A_{id_2 + 1} - A_{id_1}$。

不过，如果我们把初始的 $A$ 序列全部取反，那么我们还是需要最大化上面这个式子。

贴出的代码中也做了如上操作。

注意加减顺序。以及 $b$ 只有 $n-1$ 个元素。

于是我们可以构建出一个 $(n-1) \times n$ 的矩阵 $B$，其中每一行是对应旋转后的 $A$ 的差分序列。

我们在寻找 $sum$ 的过程，其实就是把所有路径上的 $b$ 加起来，于是，问题转化为寻找在 $B$ 上的一条最短路径。

不过，由于我们只能向下，或者左右走，并且不能重复走，所以也考虑 $DP$。

设 $f_{i, j, k}$ 表示，走到 $(i, j)$ 这个位置，来的方向是 $k$ ，的最长路径。

$k \in [0, 3)$，分别表示从上面转移，从右侧转移，从左侧转移。

或者可以说是向下走，向右走，向左走转移（代码中的意义）。

于是有如下方程：

$$\begin{aligned} f_{i, j, 0} &= \max(f_{i-1, j, 0/1/2}) + B_{i,j} \\ f_{i, j, 1} &= \max(f_{i, j+1, 0/1}) + B_{i, j} \\ f_{i, j, 2} &= \max(f_{i, j-1, 0/2}) + B_{i, j} \end{aligned}$$

记录一下转移来的路径，在拐点的地方输出即可。

为了偷懒，就直接贴出不记录路径的代码了。

总时间复杂度 $O(n^2)$：

#include <iostream>
#include <algorithm>

using namespace std;
const int N = 3003, MINUS_INF = -1e9;

int a[N][N];
int b[N][N];
int dp[N][N][3];

#define DOWN 0
#define LEFT 1
#define RIGHT 2

// 三个方向选其优
int best(int i, int j) {
    return max(dp[i][j][DOWN],
            max(dp[i][j][LEFT], dp[i][j][RIGHT]));
}

int main () {
    int n, r;
    cin >> n >> r;

    // 注意整个程序的下标是从 0 开始
    // 也就是 [0, n) 而非 [1, n]
    for (int i = 0; i < n; ++i) {
        cin >> a[0][i];
        a[0][i] *= -1;
        int position = i;
        // 构建旋转后的序列
        for (int j = 1; j < n; ++j) {
            position = (position + r) % n;
            a[j][position] = a[0][i];
        }
    }

    // 初始化dp表
    for (int i = 0; i < n; ++i)
        for (int j = 0; j < n - 1; ++j) {
            // 构建差分序列
            b[i][j] = a[i][j + 1] - a[i][j];

            for (int k = 0; k < 3; ++k)
                dp[i][j][k] = MINUS_INF;
        }

    for (int i = 0; i < n; ++i) {
        for (int j = 0; j < n - 1; ++j) {
            // 处理从上一行的转移
            dp[i][j][DOWN] = b[i][j] + (i > 0 ? best(i - 1, j) : 0);

            // 处理从左边转移
            if (j > 0)
                dp[i][j][RIGHT] = b[i][j] +
                    max(dp[i][j - 1][DOWN], dp[i][j - 1][RIGHT]);
        }

        // 反着来一次从右边的转移
        for (int j = n - 3; j >= 0; --j)
            dp[i][j][LEFT] = b[i][j] +
                max(dp[i][j + 1][DOWN], dp[i][j + 1][LEFT]);
    }

    // 输出最终的答案
    int sol = MINUS_INF;
    for (int j = 0; j < n - 1; ++j)
        sol = max(sol, best(n - 1, j));
    cout << sol << endl;
}