「HAOI 2006」数字序列

Description

给定一长度为 $n$ 的数列 $a$，可将 $a_i$ 改为任意整数 $k$，代价为 $\mid a_i-k\mid$。

问最少改变多少个数能把它变成一个单调严格上升的序列。

输出最少需要改变的数的个数，以及在改变的数最少的情况下，最小的代价和。

$1\leq n\leq 3.5\times 10^4,1\leq a_i\leq 10^5$。

Solution

Part 1

Solve Problem 1：需要改变的数最少，则需保留的数要尽可能多。考虑取一个补集，问题转化为求最多保留多少个数。

对于两个数 $a_i,a_j$（不妨设 $i<j$），若可同时保留 $i$ 和 $j$，则 $a_i,a_j$ 需满足：

$a_i<a_j$（显然）。
改变 $[i+1,j-1]$ 内的数能够使 $[i,j]$ 严格单调上升。所以 $a_j-a_i\geq j-i$。移项可得，$a_i-i\leq a_j-j$。

构造数列 $b_i=a_i-i$，问题转化为求 $b$ 的最长不降子序列。可 $O(n\log n)$ 求得。

Part 2

Solve Problem 2：使 $a$ 单调上升的代价，就是使 $b$ 单调不降的代价。

考虑在 $b$ 的最长不降子序列中，任意两个相邻的元素。设它们 $b$ 中的位置分别为 $l,r$，则一定 不存在 $i\in[l,r]$，使得 $b_l\leq b_i\leq b_r$。否则取上 $i$，保证合法，而且可以使最长不降子序列更长。

所以对于 $\forall i\in[l,r]$，$b_i<b_l$ 或 $b_i>b_r$。

考虑如何改变 $b_i$ 的值，能使序列合法且代价和最小。

结论：存在一个数 $k\in [l,r]$：对于 $\forall i\in[l,k]$，把 $b_i$ 改成 $b_l$。对于 $\forall i\in[k+1,r]$，把 $b_i$ 改成 $b_r$。此时代价和最小。

假设 $[l,r]$ 之间有 $n$ 个数。

当 $n=1$ 时，结论显然成立。（因为 $b_i<b_l$ 或 $b_i>b_r$，$b_i$ 改为 $b_l$ 或 $b_r$ 显然比改为取值在 $[b_l,b_r]$ 之间的数优）
当 $n>1$ 时：
- 前 $n-1$ 个数一半改为 $b_l$ 一半改为 $b_r$：当 $b_n>b_r$ 时，显然将 $b_n$ 改为 $b_r$ 比较优。当 $b_n<b_l$ 时，若 $b_n$ 不改为 $b_r$ 改为了 $b_l+k$（$0\leq k\leq b_r-b_l$），为了使序列单调不降，前面所有改为 $b_r$ 的数都应改成 $b_l+k$（设这样的数有 $x$ 个）。$x\times (b_r-(b_l+k))+((b_l+k)-b_n)=xb_r-(x-1)(b_l+k)-b_n\geq b_r-b_n$，所以此时 $b_n$ 改为 $b_r$ 更优。
- 前 $n-1$ 个数全改为 $b_l$ 或 $b_r$：略。

Part 3

令 ${dp}_i$ 表示最后一位是 $b_i$ 时单调不降的最小代价。

枚举 $j$，枚举的 $j$ 需满足：

$j<i,b_j<b_i$。
以 $b_j$ 结尾的最长不降子序列长度 $=$ 以 $b_i$ 结尾的 $-1$。

枚举分界点 $k$，有：

$\displaystyle{dp}_i=\min\{{dp}_j+\sum\limits_{p=j+1}^k\mid b_p-b_j\mid+\sum\limits_{p=k+1}^{i-1}\mid b_p-b_i\mid\}$

即：对于 $p\in[j+1,k]$，将 $b_p$ 改为 $b_j$。对于 $p\in[k+1,i-1]$，将 $b_p$ 改为 $b_i$。

前缀和优化转移即可。

Code

#include<bits/stdc++.h>

#define int long long

using namespace std;

const int N=4e4+5;

int n,a[N],b[N],len,f[N],g[N],dp[N],pre[N],suf[N];

vector<int>v[N];    //v[i]: 记录长度为 i 的最长不降子序列的结尾

void solve(int l,int r,int L,int R){

    pre[l]=suf[r+1]=0;

    for(int i=l+1;i<=r;i++)    //前缀和

        pre[i]=pre[i-1]+abs(b[i]-L);

    for(int i=r;i>=l+1;i--)    //后缀和

        suf[i]=suf[i+1]+abs(b[i]-R);

}

signed main(){

    scanf("%lld",&n);

    for(int i=1;i<=n;i++)

        scanf("%lld",&a[i]),b[i]=a[i]-i;

    b[0]=-1e9,b[++n]=1e9;     //边界。加上前后最小值最大值方便操作。最大值不要设太大，不然算前缀和的时候可能会爆。

    f[1]=b[1],len=1,g[1]=1,v[1].push_back(1);

    for(int i=2;i<=n;i++){    //O(n log n) 求最长不降子序列

        if(b[i]>=f[len]) f[++len]=b[i],g[i]=len;

        else{

            int x=upper_bound(f+1,f+1+len,b[i])-f;

            f[x]=b[i],g[i]=x;    //g[i]: 以第 i 个数结尾的最长不降子序列的长度

        }

    }

    for(int i=0;i<=n;i++) v[g[i]].push_back(i);

    memset(dp,0x3f,sizeof(dp)),dp[0]=0;

    for(int i=1;i<=n;i++)

        for(int p=0;p<(int)v[g[i]-1].size();p++){    //如果 b[j] 要拼上前面合适的 b[i]，就去前面找长度为 g[i]-1 且能拼上的

            int j=v[g[i]-1][p];        //以 b[j] 结尾的 最长不降子序列长度 = 以 b[i] 结尾的 -1

            if(j>i||b[j]>b[i]) continue;    //j<i,b[j]<=b[i] 才行

            solve(j,i,b[j],b[i]);

            for(int k=j;k<i;k++)    //枚举分界点 k

                dp[i]=min(dp[i],dp[j]+pre[k]+suf[k+1]);

        }

    printf("%lld\n%lld\n",n-len,dp[n]);

    return 0;

}