洛谷P2365/5785 任务安排 题解 斜率优化DP

任务安排1（小数据）：https://www.luogu.com.cn/problem/P2365
任务安排2（大数据）：https://www.luogu.com.cn/problem/P5785

题目描述

有 \(N\) 个任务排成一个序列在一台机器上等待执行，它们的顺序不得改变。机器会把这 \(N\) 个任务分成若干批，每一批包含连续的若干个任务。从时刻 \(0\) 开始，任务被分批加工，执行第 \(i\) 个任务所需的时间是 \(T_i\)。另外，在每批任务开始前，机器需要 \(S\) 的启动时间，故执行一批任务所需的时间是启动时间 \(S\) 加上每个任务所需时间之和。

一个任务执行后，将在机器中稍作等待，直至该批任务全部执行完毕。也就是说，同一批任务将在同一时刻完成。每个任务的费用是它的完成时刻乘以一个费用系数 \(C_i\)。

请为机器规划一个分组方案，使得费用最小。

输入格式

第一行是 \(N\) ，第二行是 \(S\)。

下面 \(N\) 行每行有一对数，分别为 \(T_i\) 和 \(C_i\)，均为不大于 \(100\) 的正整数，表示第 \(i\) 个任务单独完成所需的时间是 \(T_i\) 机器费用系数 \(C_i\)。

输出格式

输出一个整数，表示最小的总费用。

样例输入

5
1
1 3
3 2
4 3
2 3
1 4

样例输出

153

数据规模

50%的数据保证 \(1 \lt N \le 5000, 1 \le S \le 50, 1 \le T_i, C_i \le 100\) ；
100%的数据保证 \(1 \le N \le 3 \times 10^5, 1 \le S,T_i,C_i \le 512\)。

问题分析

解法一：

求出 \(T,C\) 的前缀和 \(sumT,sumC\)，即

\[sumT[i] = \sum_{j=1}^{i} T_j \]

\[sumC[i] = \sum_{j=1}^{i} C_j \]

设 \(F[i][j]\) 表示把前 \(i\) 个任务分成 \(j\) 批执行的最小费用，则第 \(j\) 批任务的完成时间就是 \(j \times S + sumT[i]\)。

以第 \(j-1\) 批和第 \(j\) 批任务的分界点为DP的“决策”，（设第 \(j-1\) 批的最后一个任务是 \(k\)，第 \(j\) 批的最后一个任务是 \(i\)）状态转移方程为：

\[F[i][j] = \min_{0 \le k \ \lt i} \{ F[k][j-1] + (S \times j + sumT[i]) \times (sumC[i] - sumC[k]) \} \]

实现代码如下：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 5000;
int n, S, T, C, sumT[maxn], sumC[maxn], f[maxn][maxn], ans = -1;
int main() {
    cin >> n >> S;
    for (int i = 1; i <= n; i ++) {
        cin >> T >> C;
        sumT[i] = sumT[i-1] + T;
        sumC[i] = sumC[i-1] + C;
    }
    memset(f, -1, sizeof(f));
    for (int j = 1; j <= n; j ++) {
        for (int i = j; i <= n; i ++) {
            if (j == 1) {
                f[i][j] = (S + sumT[i]) * sumC[i];
                continue;
            }
            for (int k = j-1; k < i; k ++) {
                assert(f[k][j-1] != -1);
                int tmp = f[k][j-1] + (S * j + sumT[i]) * (sumC[i] - sumC[k]);
                if (f[i][j] == -1 || f[i][j] > tmp) f[i][j] = tmp;
            }
        }
    }
    for (int i = 1; i <= n; i ++) {
        if (ans == -1 || ans > f[n][i]) ans = f[n][i];
    }
    cout << ans << endl;
    return 0;
}

该解法的时间复杂度是 \(O(n^3)\)。

解法二：

本题并没有规定需要把任务分成多少批，在上一个解法中之所以需要批数 \(j\)，是因为我们需要知道机器启动了多少次（每次启动都要 \(S\) 单位时间），从而计算出 \(i\) 所在的一批任务的完成时刻。

事实上，在执行一批任务时，我们不容易直接得知在此之前机器启动过几次。但我们知道，机器因执行这批任务而花费的启动时间 \(S\)，会累加到在此之后所有任务的完成时刻上。

设 \(F[i]\) 表示把前 \(i\) 个任务分成若干批执行的最小费用，状态转移方程为：

\[F[i] = \min \{ F[j] + sumT[i] \times (sumC[i] - sumC[j]) + S \times (sumC[N] - sumC[j]) \} \]

在上式中，第 \(j+1 \sim i\) 个任务在同一批内完成，\(sumT[i]\) 是忽略机器的启动时间，这批任务的完成时刻。因为这批任务的执行，机器的启动时间 \(S\) 会对第 \(j+1\) 个之后的所有任务产生影响，故我们把这部分补充到费用中。

也就是说，我们没有直接求出每批任务的完成时间，而是在一批任务“开始”对后续任务产生影响时，就先把费用累加到结果中。这是一种名为 “费用提前计算” 的经典思想。

实现代码如下：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 5000;
int n, S, T, C, sumT[maxn], sumC[maxn], f[maxn];
int main() {
    cin >> n >> S;
    for (int i = 1; i <= n; i ++) {
        cin >> T >> C;
        sumT[i] = sumT[i-1] + T;
        sumC[i] = sumC[i-1] + C;
    }
    memset(f, -1, sizeof(f));
    f[0] = 0;
    for (int i = 1; i <= n; i ++) {
        for (int j = 0; j < i; j ++) {
            int tmp = f[j] + sumT[i] * (sumC[i] - sumC[j]) + S * (sumC[n] - sumC[j]);
            if (f[i] == -1 || f[i] > tmp) f[i] = tmp;
        }
    }
    cout << f[n] << endl;
    return 0;
}

该解法的时间复杂度为 \(O(N^2)\)。

解法三：

对上一题的算法二进行优化，先对状态转移方程稍作变形，把常数、仅与 \(i\) 有关的项、仅与 \(j\) 有关的项 以及 \(i,j\) 的乘积项分开。

\[F[i] = \min_{0 \le j \lt i} \{ F[j] - (S + sumT[i]) \times sumC[j] \} + sumT[i] \times sumC[i] + S \times sumC[N] \]

把 \(\min\) 函数去掉，把关于 \(j\) 的值 \(F[j]\) 和 \(sumC[j]\) 看做变量，其余部分看做常数，得到：

\[F[j] = (S + sumT[i]) \times sumC[j] + F[i] - sumT[i] \times sumC[i] - S \times sumC[N] \]

在 \(sumC[j]\) 为横坐标， \(F[j]\) 为纵坐标的平面直角坐标系中，这是一条以 \(S + sumT[i]\) 为斜率，\(F[i] - sumT[i] \times sumC[i] - S \times sumC[N]\) 为截距的直线。也就是说，决策候选集合是坐标系中的一个点集，每个决策 \(j\) 都对应着坐标系中的一个点 \((sumC[j], F[j])\)。每个待求解的状态 \(F[i]\) 都对应着一条直线的截距，直线的斜率是一个固定的值 \(S + sumT[i]\)，截距未知。当截距最小化时，\(F[i]\) 也取到最小值。

该问题实际上是一个线性规划问题，高中数学有所涉及。令直线过每个决策点 \((sumC[j], F[j])\)，都可以求得一个截距，其中使截距最小的一个就是最优决策。体现在坐标系中，就是用一条斜率为固定正整数的直线自下而上平移，第一次接触到某个决策点时，就得到了最小截距。如图所示：

对于任意三个决策点 \((sumC[j_1], F[j_1])\)，\((sumC[j_2], F[j_2])\) 和 \((sumC[j_3], F[j_3])\)，不妨设 \(j_1 \lt j_2 \lt j_3\)，因为 \(T,C\) 均为正整数，亦有 \(sumC[j_1] \lt sumC[j_2] \lt sumC[j_3]\)。根据及时排除无用决策的思想，我们考虑 \(j_2\) 可能成为最优决策的条件。

从上图中我们发现，\(j_2\) 有可能成为最优决策，当且仅当 \(j_1\) 到 \(j_2\) 的斜率小于 \(j_2\) 到 \(j_3\) 的斜率，即：

\[\frac{F[j_2] - F[j_1]}{sumC[j_2] - sumC[j_1]} \lt \frac{F[j_3] - F[j_2]}{sumC[j_3] - sumC[j_2]} \]

小于号两侧实际上都是连接两个决策点的线段的斜率。通俗地讲，我们应该维护“连接相邻两点的线段斜率”单调递增的一个“下凸壳”，只有这个“下凸壳”的顶点才有可能成为最优决策。实际上，对于一条斜率为 \(k\) 的直线，若某个顶点左侧线段线段的斜率比 \(k\) 小，右侧线段的斜率比 \(k\) 大，则该顶点就是最优决策。换言之，如果把这条直线和所有线段组成一个序列，那么令直线截距最小化的顶点就出现在按照斜率大小排序时，直线应该排在的位置上。如图所示：

在本题中，\(j\) 的取值范围是 \(0 \le j \lt i\)，随着 \(i\) 的增大，每次会有一个新的决策进入候选集合。因为 \(sumC\) 的单调性，新决策在坐标系中的横坐标一定大于之前的所有决策，出现在凸壳的最右端。另外，因为 \(sumT\) 的单调性，每次求解“最小截距”的直线斜率 \(S+sumT[i]\) 也单调递增，如果我们只保留凸壳上“连接相邻两点的线段斜率”大于 \(S+sumT[i]\) 的部分，那么凸壳的最左端点就一定是最优决策。

综上所述，我们可以建立单调队列 \(q\)，维护这个下凸壳。队列中保存若干个决策变量，它们对应凸壳上的顶点，且满足横坐标 \(sumC\) 递增、连接相邻两点的线段斜率也递增。需要支持的操作与一般的单调队列题目类似，对于每个状态变量 \(i\)：

1. 检查队首的两个决策变量 \(Q_l\) 和 \(Q_{l+1}\)，若斜率 \(\frac{F[Q_{l+1}] - F[Q_l]}{sumC[Q_{l+1}] - sumC[Q_l]} \le S + sumT[i]\)，则让 \(Q_l\) 出队，继续检查新的队首。
2. 直接取队首 \(j = Q_l\) 为最优决策，执行状态转移，计算出 \(F[i]\)。
3. 把新决策 \(i\) 从队尾插入，在插入之前，若三个决策点 \(j_1 = Q_{r-1}, j_2 = Q_r, j_3 = i\) 不满足斜率单调递增（不满足下凸性，即 \(j_2\) 是无用决策），则直接从队尾让 \(Q_r\) 出队，继续检查新的队尾。

实现代码如下：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 300030;
int n, q[maxn], l, r;
long long S, T, C, sumT[maxn], sumC[maxn], f[maxn];
int main() {
    cin >> n >> S;
    for (int i = 1; i <= n; i ++) {
        cin >> T >> C;
        sumT[i] = sumT[i-1] + T;
        sumC[i] = sumC[i-1] + C;
    }
    memset(f, -1, sizeof(f));
    f[0] = 0;
    q[l = r = 1] = 0;
    for (int i = 1; i <= n; i ++) {
        while (l < r && f[q[l+1]] - f[q[l]] <= (S + sumT[i]) * (sumC[q[l+1]] - sumC[q[l]])) l ++;
        f[i] = f[q[l]] - (S + sumT[i]) * sumC[q[l]] + sumT[i] * sumC[i] + S * sumC[n];
        while (l < r && (f[q[r]]-f[q[r-1]]) * (sumC[i]-sumC[q[r]]) >= (f[i]-f[q[r]]) * (sumC[q[r]]-sumC[q[r-1]])) r --;
        q[++r] = i;
    }
    cout << f[n] << endl;
    return 0;
}

整个算法的时间复杂度为 \(O(N)\)。

与一般的单调队列优化DP的模型相比，本题维护的“单调性”依赖于队列中相邻两个元素之间的某种“比值”。因为这个值对应线性规划的坐标系中的斜率，所以我们在本题中使用的优化方法称为“斜率优化”。

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以上分析针对 \(T_i\) 为正数的情况，接下来我们来考虑 \(T_i\) 为负数的情况。

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与任务安排1不同的是，任务安排2中任务的执行时间 \(T\) 可能是负数。这意味着 \(sumT\) 不具有单调性，从而需要最小化截距的直线的斜率 \(S + sumT[i]\) 不具有单调性。所以，我们不能在单调队列中只保留凸壳上“连接相邻两点的线段斜率”大于 \(S + sumT[i]\) 的部分，而是必须维护整个凸壳。这样一来，我们就不需要在队首把斜率与 \(S + sumT[i]\) 比较。

队首也不一定是最优决策，我们可以在单调队列中二分查找，求出一个位置 \(p\)，\(p\) 左侧线段的斜率比 \(S + sumT[i]\) 小，右侧线段的斜率比 \(S+sumT[i]\) 大，\(p\) 就是最优决策。

实现代码如下：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 300030;
int n, q[maxn], l, r;
long long S, T, C, sumT[maxn], sumC[maxn], f[maxn];
int my_binary_search(int k) {
    if (l == r) return q[l];
    int L = l, R = r;
    while (L < R) {
        int mid = (L + R) / 2;
        if (f[q[mid+1]] - f[q[mid]] <= k * (sumC[q[mid+1]] - sumC[q[mid]])) L = mid + 1;
        else R = mid;
    }
    return q[L];
}
int main() {
    cin >> n >> S;
    for (int i = 1; i <= n; i ++) {
        cin >> T >> C;
        sumT[i] = sumT[i-1] + T;
        sumC[i] = sumC[i-1] + C;
    }
    memset(f, -1, sizeof(f));
    f[0] = 0;
    q[l = r = 1] = 0;
    for (int i = 1; i <= n; i ++) {
        int p = my_binary_search(S + sumT[i]);
        f[i] = f[p] - (S + sumT[i]) * sumC[p] + sumT[i] * sumC[i] + S * sumC[n];
        while (l < r && (f[q[r]]-f[q[r-1]]) * (sumC[i]-sumC[q[r]]) >= (f[i]-f[q[r]]) * (sumC[q[r]]-sumC[q[r-1]])) r --;
        q[++r] = i;
    }
    cout << f[n] << endl;
    return 0;
}