## 题目大意

一条街道有\(n\)个区域。 从左到右编号为\(1\)到\(n\)。 相邻区域之间的距离为\(1\)。

在节日期间,有\(m\)次烟花要燃放。 第\(i\)次烟花燃放区域为\(a_i\) ,幸福属性为\(b_i\),时间为\(t_i\)。\(t_i \leqslant t_{i+1}\)

如果你在第\(i\)次烟花发射时在\(x(1\leqslant x \leqslant n)\)处,你将获得幸福值\(b_i - | a_i - x |\) (请注意,幸福值可能是负值)。

你可以在单位时间间隔内移动最多\(d\)个单位,但禁止走出主要街道。 此外,您可以在初始时刻(时间等于\(1\)时)处于任意区域,并希望最大化从观看烟花中获得的幸福总和。

输出最大的幸福总和。

题目解答

本题是单调队列优化\(DP\)的经典题目。

设\(dp[i][j]\)表示第\(i\)次烟花燃放时你位于\(j\)处所能获得的最大的幸福总和。

而第\(i-1\)次烟花燃放到第\(i\)次烟花燃放所能移动的最大距离为\(h=(t_i-t_{i-1})*d\)。

所以该次燃放后可能获得的幸福总和由上一次位于\([j-h,j+h]\)处的\(2h+1\)种情形得到。

且\(dp[i][j]=\max\{dp[i-1][k]+b[i]-|a[i]-j|\} \quad k\in [j-h,j+h]\)

即\(dp[i][j]=\max\{dp[i-1][k]\}+b[i]-|a[i]-j| \quad k\in [j-h,j+h]\)

故对于\(j\in[1,n]\) ,要求\(dp[i][j]\)的值只要求解\(dp[i-1]\)数组位于\([j-h,j+h]\)的最大值,而求解这一步可以用单调队列解决,复杂度\(O(n)\),即可求解完\(dp[i]\)数组。

又发现\(dp[i]\)数组的求解只与\(dp[i-1]\)数组有关,故这一维可以滚动处理。

\(dp[s1]\)表示源状态,\(dp[s2]\)表示将求解状态,求解完交换\(s1\),\(s2\)即可。\(s1,s2\in\{0,1\}\)

单调队列处理部分

我的代码采用双端队列\(deque\)处理,较为简洁。

\(deque\)存储位置编号

其中\(deque\)中从队首到队尾,位置编号严格增加,该位置源状态\(dp\)源状态值严格减少;

处理位置\(i\)(采用代码中变量意义)时,将还未处理的小于\(i+h\)的位置依次入队尾(可能有些元素会被赶出队尾,因为它们不可能再被使用到),再将小于\(i-h\)的位置依次出队头。则队首所在位置便是源状态位于\([i-h,i+h]\)的最大值,即可得到现状态。

源代码

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long LL;
const int maxn=15e4+10;
LL q,m,d,n,s1=0,s2=1;
LL dp[2][maxn];
int main(){
scanf("%lld%lld%lld%",&n,&m,&d);
LL a,b,t,qian_t=1;
while(m--){
scanf("%lld%lld%lld%",&a,&b,&t);
LL h=(t-qian_t)*d;
qian_t=t;
deque<int> qu;
for(int i=1,j=1;i<=n;i++){
for(;j<=i+h&&j<=n;j++){
while(!qu.empty()&&dp[s1][qu.back()]<=dp[s1][j])qu.pop_back();
qu.push_back(j);
}
while(!qu.empty()&&qu.front()<i-h)qu.pop_front();
dp[s2][i]=dp[s1][qu.front()]+b-abs(i-a);
}
swap(s1,s2);
}
LL maxm=dp[s1][1];
for(int i=2;i<=n;i++){
if(dp[s1][i]>maxm)maxm=dp[s1][i];
}
printf("%lld",maxm);
}

结束语

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