A

  问题描述:

  对于一个排列,考虑相邻的两个元素,如果后面一个比前面一个大,表示这个位置是上升的,用I表示,反之这个位置是下降的,用D表示。如排列3,1,2,7,4,6,5可以表示为DIIDID。

  现在给出一个长度为n-1的排列表示,问有多少种1到n的排列满足这种表示。

  输入:

  一个字符串S,S由I,D,?组成.?表示这个位置既可以为I,又可以为D。

  输出:

  有多少种排列满足上述字符串。输出排列数模1000000007

  样例输入:

  ?D

  样例输出:

  3

  数据范围:

  20%的数据 S长度<=10

  100%的数据 S长度<=1000

  分析:怎么做?先想一想,i+1个数的方法数可以用i个数的方法数推出来,自然就想到了dp。一看数据范围,1000,只可以开二维,多半是二维dp。

  dp[i][j] i表示共有i个数,j表示当前序列的最后一位为j。可以发现一个东西:前面i个数范围都在1~i且1~i中的每个数都只出现了1次。得出下列结论:

  1.'D' 呈下降趋势,当前这位填j,前面那位可以填j+1~i-1(i表示序列长度,已经+1),但这样的话,前面又有一个j,和当前这位j矛盾。我们可以视作前面所有>=j的数全部+1,来避免这种矛盾,所以当前位为j的前一位实际可以填j~i-1。(这一句重点)

  2.'I' 呈上升趋势,当前这位填j,前一位填1~j-1的数。为什么不能填j?因为当前位填j后实际上整个序列是少一个为i(i表示序列长度,已经+1)的数的,我们只能把每个>=j的数视作+1来避免这种bug。如果当前位填j,前一位填j,前面那位会被视作+1,矛盾。

  3.'?' D和I的情况加起来,耶。

  解决。

CODE:

 #include<cstdio>
int f[][],mod=;
int main()
{
freopen("B.in","r",stdin);
freopen("B.out","w",stdout);
char c;int i=,ans=;
c=getchar();f[][]=;
while(c=='D'||c=='I'||c=='?')
{
i++;
for(int j=;j<i;j++)
f[i-][j]=(f[i-][j]+f[i-][j-])%mod;
if(c=='I'){
for(int j=;j<=i;j++)
f[i][j]=f[i-][j-];
}
if(c=='D'){
for(int j=;j<i;j++)
f[i][j]=(f[i-][i-]-f[i-][j-]+mod)%mod;
}
if(c=='?'){
for(int j=;j<i;j++)
f[i][j]=(f[i-][i-]-f[i-][j-]+mod)%mod;
for(int j=;j<=i;j++)
f[i][j]=(f[i-][j-]+f[i][j])%mod;
}
c=getchar();
}
for(int j=;j<=i;j++)
ans=(ans+f[i][j])%mod;
printf("%d",ans);return ;
}

B

  问题描述:

  小A非常喜欢字符串,所以小K送给了小A两个字符串作为礼物。两个字符串分别为X,Y。小A非常开心,但在开心之余她还想考考小K。小A定义L为X与Y的最长公共子序列的长度(子序列在字符串内不一定连续,一个长度为L的字符串有2^L个子序列,包括空子序列)。现在小A取出了X的所有长度为L的子序列,并要求小K回答在这些子序列中,有多少个是Y的子序列。因为答案可能很大,所以小K只需要回答最终答案模10^9 + 7。

  输入:

  第一行包含一个非空字符串X。

  第二行包含一个非空字符串Y。

  字符串由小写英文字母构成。

  输出:

  对于每组测试数据输出一个整数,表示对应的答案。

  样例输入:

  aa

  ab

  样例输出:

  2

  数据范围:

  对于20%的数据,1 <= |X|,|Y| <= 10

  对于100%的数据,1 <= |X|,|Y| <= 1000

  

  

  分析:一道很有趣的题,我没看出是dp

  题目必须读懂,虽说是求a中所有长度为L的序列在b中出现的个数,其实就是求最大长度的lcs有多少种方法。。。cnm坑比题。知道这一点之后,dp方程也就不难想了。

  由于范围是1000,所以只能开二维。dp[i][j]定义a中的前i个字符和b中的前j个字符构成的长度为 lcs(i,j)的公共子序列有多少种。

  肯定先求lcs,每个位置的lcs都要求。然后dp怎么转移呢?由于是在a中取序列,只考虑a中的某位置的字符取还是不取。

  1.如果不取当前这第i位的字符,且lcs[i][j]=lcs[i-1][j],说明啥?说明了a中i位置这个字符对答案并无贡献,所以只用继承就可以。dp[i][j]+=dp[i-1][j]

  2.取第i位字符。如果取了这个字符后,会有一个新的lcs长度刚好达到lcs[i][j],那么这个位置的方法数也是可以加过来的。那么我们怎么表示新lcs的结尾在b中对应的是哪个字符(设为x,其最后位置为p)?预处理一下每个字符在b中出现的最后位置。为什么非要p,万一前面的x也可以构成新lcs呢?贪心,后面方法数的肯定比前面的方法数多,取p方法数一定最优。dp[i][j]+=dp[i-1][p-1]

  PS:为什么这样做得到的一定是长度为lcs(a,b)的公共子序列,很有意思,lcs(a,b)中存的一定是最长lcs的长度,如果,只有长度满足才会递推过去,啊哈哈哈,啊哈哈哈。

  完美解决,耶!

CODE:

 #include<cstdio>
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#include<cmath>
#define ll long long
#define inf 2147483647
#define N 1005
#define mod 1000000007
using namespace std;
int lcs[N][N],dp[N][N],ls[N][];
char a[N],b[N];
void lalala(){
int la=strlen(a+),lb=strlen(b+);
for(int i=;i<=la;i++)
for(int j=;j<=lb;j++){
if(a[i]==b[j])lcs[i][j]=lcs[i-][j-]+;
else lcs[i][j]=max(lcs[i][j-],lcs[i-][j]);
}
} void nanana(){
int lb=strlen(b+);
for(int i=;i<=lb;i++){
memcpy(ls[i],ls[i-],sizeof(ls[i-]));
ls[i][b[i]-'a'+]=i;
}
} int aaa(){
int la=strlen(a+),lb=strlen(b+);
for(int i=;i<=la;i++)dp[i][]=;
for(int j=;j<=lb;j++)dp[][j]=;
for(int i=;i<=la;i++)
for(int j=;j<=lb;j++){
if(lcs[i-][j]==lcs[i][j]){
dp[i][j]+=dp[i-][j];
dp[i][j]%=mod;
}
int p=ls[j][a[i]-'a'+];
if(lcs[i][j]==lcs[i-][p-]+&&p){
dp[i][j]+=dp[i-][p-];
dp[i][j]%=mod;
}
}
return dp[la][lb];
} int main(){
freopen("C.in","r",stdin);
freopen("C.out","w",stdout);
scanf("%s",a+);
scanf("%s",b+);
lalala();
nanana();
printf("%d",aaa());
return ;
}

    

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