NOIP模拟测试2「排列 (搜索)·APIO划艇」
排序
题目描述
输入格式
数据范围与提示
对于30%的数据,1<=N<=4; 对于全部的数据,1<=N<=12。
一群数论题中出了一个搜索。
甚至我考试时一点也不会。
自己算复杂度比较大然后交上去只跑了90ms。
这也太
不多说了。
引理1
当前可以将原数列变成排序的操作,其每一种其他排列都可以将原序列变成排序。
证明 不太好证,举几个例子
例如 3 4 2 1这个序列可以经过操作1 操作2 变成 1 2 3 4
那么显然 先进行操作2 再进行操作1 也可以变成 1 2 3 4
于是推而广之 (数学归纳)用cnt次操作可以达到目的,那么所有符合的方案数为cnt!
这样通过引理1 可以剪很多枝
我们从小到大枚举每一种方案,每次验证符合,若符合ans+cnt!就完了
引理2
假设枚举到第i个方案 设划分序列为区间长度为1<<(i+1)的序列,如果有三个及以上不符合递增且相连的区间,那么这个序列没救了。
这个我们可以验证
首先我们保证如果我们进行到第i个方案那么所有长度1<<i的序列都符合递增且相连
如果有一个长度1<<(i+1)不是递增且相连的区间,我们把它划分成两个1<<i,i<<i的序列,我们直接用第i种操作(可能)就行了
然后如果有两个长度那么把它划分成四个,然后也(可能)行
但如果有三个及以上我们最多保证经过i操作后,两个序列符合条件
所以得证
然后搜就完了
以下是本人丑陋的代码
#include<bits/stdc++.h>
#define ll long long
#define A 1000000
using namespace std;
ll xx[A],a[A],b[A],ans,n;
ll read()
{
ll x=0,f=1;char ch=getchar();
while(!isdigit(ch)){
if(ch=='-') f=-1;
ch=getchar();
}
while(isdigit(ch)){
x=x*10+ch-'0';
ch=getchar();
}
return f*x;
}
void SWAP(ll x,ll k,ll len)
{
for(ll i=x,j=k;len;len--,i++,j++)
swap(a[i],a[j]);
}
bool check(ll l,ll r)
{
for(ll i=l;i<r;i++)
if(a[i]+1!=a[i+1])
return 0;
return 1;
}
void shuchu()
{
for(ll i=1;i<=(1<<n);i++)
cout<<a[i]<<"";
cout<<endl;
} void dfs(ll k,ll cnt)
{
// shuchu();
// cout<<k<<endl;
if(k==n)
{
ans+=xx[cnt];
return ;
}
ll now=(1<<(k+1)),x=(1<<k),b[5],tot=0;
for(ll i=1;i<=(1<<n);i+=now)
{
// printf("检查i=%lld j=%lld\n",i,i+now-1);
if(!check(i,i+now-1))
{
b[++tot]=i;
if(tot==3) return ;
}
}
// cout<<"tot="<<tot<<"x="<<x<<"now="<<now<<endl;
// for(ll i=1;i<=n;i++)
// {
//
// }
if(tot==0) {dfs(k+1,cnt);return ;}
if(tot==1)
{
SWAP(b[1],b[1]+x,x);
if(check(b[1],b[1]+x)) dfs(k+1,cnt+1);
SWAP(b[1],b[1]+x,x);
}
if(tot==2)
{
SWAP(b[1],b[2],x);
if(check(b[1],b[1]+x)&&check(b[2],b[2]+x)) dfs(k+1,cnt+1);
SWAP(b[1],b[2],x);
SWAP(b[1]+x,b[2],x);
if(check(b[1],b[1]+x)&&check(b[2],b[2]+x)) dfs(k+1,cnt+1);
SWAP(b[1]+x,b[2],x);
SWAP(b[1],b[2]+x,x);
if(check(b[1],b[1]+x)&&check(b[2],b[2]+x)) dfs(k+1,cnt+1);
SWAP(b[1],b[2]+x,x);
SWAP(b[1]+x,b[2]+x,x);
if(check(b[1],b[1]+x)&&check(b[2],b[2]+x)) dfs(k+1,cnt+1);
SWAP(b[1]+x,b[2]+x,x);
}
// shuchu();
}
int main()
{
n=read();xx[0]=1;
for(ll i=1;i<=(1<<n);i++) a[i]=read();
for(ll i=1;i<=n;i++) xx[i]=xx[i-1]*i;
dfs(0,0);
cout<<ans<<endl;
}
划艇
有点难。
至少对于我来说有点难。弱的我在loj交了5页wa 才AC。
不多说了。
https://blog.csdn.net/qq_22541499/article/details/51674707
https://www.cnblogs.com/hzoi-DeepinC/p/11158757.html#4298030
https://www.cnblogs.com/heoitys/p/11166727.html
这三篇博客已经讲的很清楚了。
所以我鸽掉了
必须写出来,填掉这个这个坑,要不这个题就白做了。
首先这个题必须离散化,肯定开不了这么大的数组。
我们把区间离散化一下,把每段区间设置成左开右闭(或者左闭右开)的,把每个区间出现次序处理出来,左右端点处理出来,区间长度处理出来,
注意这里区间不可以设置成左闭右闭的,因为如果这样设置会出现重复枚举,前面这段区间会枚举最右面这个端点,后面这个区间会枚举最左面这个区间。
然后思考这个题肯定要dp
说明f数组含义。
设$f[i][j]$表示第i个学校选择第j个区间中某一个数
思考会被什么转移
首先如果前面所有学校都没有选择j之后的区间(要么没选要么选择了j之前的区间),那么这个区间可以选择任何一个数。
$\sum\limits_{l=1}^{i-1}\sum\limits_{r=1}^{j-1} f[l][r]*C_{len}^{1}$
然后如果前面有学校同样选择了j这个区间
先假设前面选择这个区间的学校为k
那么对当前这个区间的贡献即为
$\sum\limits_{l=1}^{k-1}\sum\limits_{r=1}^{j-1} f[l][r]$*(k~i之间一堆方案数)
$\sum\limits_{l=1}^{k-1}\sum\limits_{r=1}^{j-1} f[l][r]$$\sum\limits_{l=1}^{i-1}\sum\limits_{r=1}^{j-1} f[l][r]*C_{len}^{1}$这两个式子都可以用前缀和进行维护
那么我们现在要做的就是求出来(k~i之间一堆方案数)
剩下的明天写
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