[贪心_7] 最优除法 | 跳跃游戏 II

1.最优除法

题解

2.跳跃游戏 II

题解

3.加油站

题解

利用单调性，可以实现区间跳跃

1.最优除法

链接： 553. 最优除法

给定一正整数数组 nums，nums 中的相邻整数将进行浮点除法。

例如，nums = [2,3,4]，我们将求表达式的值 "2/3/4"。

但是，你可以在任意位置添加任意数目的括号，来改变算数的优先级。你需要找出怎么添加括号，以便计算后的表达式的值为最大值。

以字符串格式返回具有最大值的对应表达式。

注意：你的表达式不应该包含多余的括号。

示例 1：

输入: [1000,100,10,2]
输出: "1000/(100/10/2)"
解释: 1000/(100/10/2) = 1000/((100/10)/2) = 200
但是，以下加粗的括号 "1000/((100/10)/2)" 是冗余的，
因为他们并不影响操作的优先级，所以你需要返回 "1000/(100/10/2)"。其他用例:
1000/(100/10)/2 = 50
1000/(100/(10/2)) = 50
1000/100/10/2 = 0.5
1000/100/(10/2) = 2

给定一正整数数组 nums，nums 中的相邻整数将进行浮点除法。

例如，nums = [2,3,4]，我们将求表达式的值 “2/3/4”。
但是，你可以在任意位置添加任意数目的括号，来改变算数的优先级。

你需要找出怎么添加括号，以便计算后的表达式的值为最大值。
题意其实就是数组给一堆数，数中间其实都有除法的，此时让我们任意位置添加一些括号，使表达式的值为最大值，最后返回的是以字符串格式返回具有最大值的对应表达式。
注意：你的表达式不应该包含多余的括号。

原本括号里面顺序是3/4/5，现在多添加一个括号还是(3/4)/5。

题解

举一个例子来提取我们的贪心策略

这个时候我们要明白一点，在这个表达式中添加括号最终都会转换为 x/y 的形式。

也就是从这些数中挑一些放在分子上，一些数放在分母上，

我们最终要的是 x/y 是最大的，一个分数要最大，要么就是分子变大，要么就是分子变小。

接下来我们设计表达式就是尽可能让分子大，分母小。
这就是我们的贪心方向。

还有一点无论在表达式哪里填上括号，a都是在分子上，b都是在分母上

所以a和b这两个无法通过添加括号去改变的a/b。所以最终a一定在分子上，b一定在分母上。
现在可供我们选择的就是c、d、e、f，为了使最终结果最大，我们就想无脑的把c、d、e、f和a一起放在分子上。

这里可以用贪心优化就是因为这个值乘起来是越来越大的

贪心策略：除了前两个数以外，其余的数全部放在分子即可

如何实现贪心策略呢？
这里我们用小学就学过的知识，负负得正。除除得正。因此我们仅需在b之前填一个(，f后填一个）
括号里面得除法全都因为括号外面得除法变成除除得正

class Solution {
public:string optimalDivision(vector<int>& nums) {string str;if(nums.size()==1) return to_string(nums[0]);if(nums.size()==2){str+=to_string(nums[0]);str+='/';str+=to_string(nums[1]);return str;}for(int i=0;i<nums.size();i++){str+=to_string(nums[i]);str+='/';if(i==0) str+='(';if(i==nums.size()-1) {str.pop_back();str+=')';}}return str;}
};

2.跳跃游戏 II

链接： 45. 跳跃游戏 II

给定一个长度为 n 的 0 索引整数数组 nums。初始位置为 nums[0]。

每个元素 nums[i] 表示从索引 i 向后跳转的最大长度。换句话说，如果你在 nums[i] 处，你可以跳转到任意 nums[i + j] 处:

0 <= j <= nums[i]
i + j < n

返回到达 nums[n - 1] 的最小跳跃次数。生成的测试用例可以到达 nums[n - 1]。

示例 1:

输入: nums = [2,3,1,1,4]
输出: 2
解释: 跳到最后一个位置的最小跳跃数是 2。从下标为 0 跳到下标为 1 的位置，跳 1 步，然后跳 3 步到达数组的最后一个位置。

示例 2:

输入: nums = [2,3,0,1,4]
输出: 2

给定一个长度为 n 的 0 索引整数数组 nums。初始位置为 nums[0]。

每个元素 nums[i] 表示从索引 i 向前跳转的最大长度。
换句话说，如果你在 nums[i] 处，你可以跳转到任意 nums[i + j] 处。

这句话特别重要的地方就是任意

下面举个例子，刚开始在0号位置最大跳跃长度是3，可以跳到下标3的位置。
你可以跳转到任意 nums[i + j] 处，这句话意思
eg. nums[i]里面存的3是最大跳跃长度，你可以选择跳3步、跳2步、跳1步。

返回到达 nums[n - 1] 的最小跳跃次数。生成的测试用例可以到达 nums[n - 1]。

题解

贪心(X)

刚开始处于0好位置，这里有一个最大跳跃长度，那每次跳跃的时候就非常贪心的跳最长跳跃长度。但是这种贪心是错的。

2. 动态规划

这个模型无非就是从左往右的一个模型，其实就是动规里面非常常规的线性dp问题。

1.状态表示

dp[i] 表示：从 0 位置开始，到达 i 位置的时候最小跳跃次数

2.状态转移方程

根据最近一步划分情况：

能够到 i 位置的前提是要满足 nums[j] + j >= i，说明能够从 j 位置到达 i 位置，那到达 j 位置的最小跳跃次数在加上从 j 到 i 这一跳跃次，就是到达 i 位置最小跳跃次数，j的位置有很多
因此外面要求dp[i]的最小值。

3.初始化

dp[0] = 0 初始就在0位置
然后要取dp[i]的最小值，因此0位置之后可以初始化 INT_MAX

4.填表顺序

从左往右

5.返回值

dp[i] 表示：从 0 位置开始，到达 i 位置的时候最小跳跃次数
我们要的是到底n-1位置的最小跳跃次数，因此返回dp[n-1]

class Solution {
public:int jump(vector<int>& nums) {int n=nums.size();if(n==1) return 0;vector<int> dp(n,0x3f3f3f3f);dp[0]=0;for(int i=1;i<n;i++){for(int j=0;j<=i-1;j++){if(j+nums[j]>=i)dp[i]=min(dp[i],dp[j]+1);//交给 计算机//j-->i 次数要+1}}return dp[n-1];}
};

虽然可以通过，但是实际复杂度是O(N^2)

1. 类似于层序遍历的过程

刚开始在2这个位置，此时起跳可以跳到3和1的位置。

2这里可以表示第1次起跳的位置，3和1表示第2次起跳的位置。
通过第2次起跳的位置，我们可以得到第3从起跳的位置，然后把重叠的删除，这里其实也有一点小贪心，如果能从第2次的1起跳，那为什么还要从第3次重叠的1起跳呢？
跳跃次数更多了。所以只有1和4是第三次起跳的位置。
同理从第3次起跳位置，我们可以得到第4次起跳位置，

你会发现这里类似于层序遍历，每次都能知道起跳的左端点和右端点，然后遍历这一层的时候，又能找到下一层的左端点和右端点。

只要发现更新出来下一次起跳位置能够覆盖到n-1位置的时候就停止，因为次数已经可以跳到最后一个位置了

如何实现呢？

我们仅需搞两个指针，left指向当前起跳的左端点，right指向当前起跳的右端点
把这个区间遍历一遍就可以找到下一个起跳区间
其中找左端点很好找就是right + 1，找右端点就是在遍历的过程中，拿着nums[i] + i 找到其中的最大值就是右端点。

在这个遍历过程中，我们仅需遍历一次就行了，所以时间复杂度是O(N)

class Solution {
public:int jump(vector<int>& nums) {int ret=0,n=nums.size();int left=0,right=0;while(left<=right){if(right>=n-1) return ret;int tmp=right;for(int i=left;i<=tmp;i++){right=max(right,nums[i]+i);}left=tmp+1;ret++;}return -1;}
};

不要忘了，还要处理跳不到的情况

while(left<=right)
return -1;

3.加油站

链接： 134. 加油站

在一条环路上有 n 个加油站，其中第 i 个加油站有汽油 gas[i] 升。

你有一辆油箱容量无限的的汽车，从第 i 个加油站开往第 i+1 个加油站需要消耗汽油 cost[i] 升。你从其中的一个加油站出发，开始时油箱为空。

给定两个整数数组 gas 和 cost ，如果你可以按顺序绕环路行驶一周，则返回出发时加油站的编号，否则返回 -1 。如果存在解，则保证它是唯一的。

示例 1:

输入: gas = [1,2,3,4,5], cost = [3,4,5,1,2]
输出: 3
解释:
从 3 号加油站(索引为 3 处)出发，可获得 4 升汽油。此时油箱有 = 0 + 4 = 4 升汽油
开往 4 号加油站，此时油箱有 4 - 1 + 5 = 8 升汽油
开往 0 号加油站，此时油箱有 8 - 2 + 1 = 7 升汽油
开往 1 号加油站，此时油箱有 7 - 3 + 2 = 6 升汽油
开往 2 号加油站，此时油箱有 6 - 4 + 3 = 5 升汽油
开往 3 号加油站，你需要消耗 5 升汽油，正好足够你返回到 3 号加油站。
因此，3 可为起始索引。

选择某个加油站为出发点，环绕一周看是否能回到出发点。

如果可以就返回对应的下标，不能就返回-1。

初始时油箱是空的，从第 i 个加油站开往第 i+1 个加油站需要消耗汽油 cost[i]，油箱容量是无限的。
假设从3位置出发，刚开始油箱为空，此时可以补充1升汽油，但是需要3升汽油才能到下一个位置。所以这个位置不可以，同理4和5都不可以。
可以从1位置出发，从这里可以补充4升汽油，仅需消耗1升就可以到下一个位置，到下一个位置还剩下3升
到2的位置，补充5升，现在共有8升，消耗2升，到下一个位置还有6升

然后补充1升，消耗3升，到下一个位置还剩4，在补充2升，消耗4升，到下一个位置还剩2升，在补充3升，消耗5升，到出发点正好剩下0，可以到达，返回3。

题解

解法一：暴力解法 -> 枚举

首先可以想到一个优化，仅需考虑g和c的差就可以了，比如第一个位置会加1升油，消耗3升油，它们的差就是从这个加油站获得的净收益。

如果从负开始走绝对是走不到下一个位置的，所以肯定会选择净收益为正的作为出发点。

我们这道题其实特别像是一道模拟的题，任意枚举一个位置看看从这个位置能不能绕一圈会回来就可以。

如果不能就去枚举下一个位置。

所以我们的暴力策略就很简单：

（预处理）计算出每一步的 diff
依次枚举所有的起点
从起点开始，模拟一遍加油的流程即可

虽然策略很简单，但是要注意这里是有环的，所以写代码的时候要考虑如何从最后一个位置回到0位置。

diff [-2, -2, -2, 3, 3]

我们的贪心就是根据暴力优化来的，所以先搞定暴力的代码。然后优化的时候仅需加一句代码，就能将时间复杂度从O(N^2)变成O(N)

如何实现暴力的代码？

这里我们主要考虑就是如何从最后一个位置回到第一个位置，其实这里两层for循环就可以搞定
我们创建一个变量step，用这个变量表示从 i 往后走了多少步，step变化是从 0 ~ n - 1。
然后 （i + step）% n (数组大小) 就可以从最后一个位置回到第一个位置。

class Solution {
public:int canCompleteCircuit(vector<int>& gas, vector<int>& cost) {int n=gas.size();vector<int> diff(n);for(int i=0;i<n;i++){diff[i]=gas[i]-cost[i];}for(int i=0;i<n;i++){bool check=false;if(diff[i]>=0){check=true;int sum=diff[i];for(int step=1;step<n;step++){int curr=(i+step)%n;sum+=diff[curr];if(sum<0){check=false;break;}}}if(check) return i;}return -1;}
};

解法二：优化 -> 找规律（贪心）

diff表示g-c的差，我们的暴力解法是依次固定一个位置为起点，从这个起点开始模拟加油流程，其实就是把净收益加一下。

如果发现从a加到f小于0了，说明从f这个位置开始就不能往后走了，所以从a为起来最多能到f这个位置。这里有一个等式。
我们的暴力是枚举下一个起点然后在走。然后我们这里也有个不等式，
我们要想从a走到b，一定是a>=0的，从a加到f < 0，现在第二个不等式又少了a，那更是< 0
同理从c为起点也是越不过f的，a + b >= 0才能到c，等式少了a+b，那更小于0
所以说发现有一个起点点都跑不到某个位置，那中间的都不用在考虑了，不用在枚举了。直接让 i 指针更新到五角星后面的一个位置，也就是 i = i + step

我们最差会遍历数组两遍，假设还是以a为起点，发现到h走不到了，下一个位置就是i，最差我们绕回去在遍历一遍再走到h位置，相当于遍历了数组两遍

然后接下来更新 i 的时候是 i + step + 1 此时就已经越界了。
所以最差遍历数组两遍，时间复杂度O(N)

class Solution {
public:int canCompleteCircuit(vector<int>& gas, vector<int>& cost) {int n=gas.size();vector<int> diff(n);for(int i=0;i<n;i++){diff[i]=gas[i]-cost[i];}for(int i=0;i<n;i++){int step=0;int sum=0;for(;step<n;++step){int curr=(i+step)%n;sum+=diff[curr];if(sum<0){break;}}if(sum>=0) return i;i+=step;}return -1;}
};