10.24
连续inf场没有切掉 t1 了\(\ldots\)
0+100+70+30=200
甚至 t1 是唯一爆蛋的。
2h 写 t1 获得 0pts 好成绩，剩下 2h 获得 200pts 。
难崩。
t1
第一眼：好像那道\(O(n^3)\) dp 。
第二眼：坏了回文串咋转移？
结果就是 2h 打了坨大的。
正解为四维dp，时间复杂度\(O(n^4)\)
首先要发现性质：
一定是 \(a\) , \(b\) 两串中连续的两部分穿插拼接更优。
考虑若不连续，则显然可以将其扔到最前（后）面，找到更优（起码不劣）解。
于是就有了四维可行性dp。
设 \(dp_{i,j,l,r}\) 表示 \(a\) 串 \(i\) 到 \(j\) 与 \(b\) 串 \(l\) 到 \(r\) 能否拼成回文串（0/1）。
枚举 \(i,j,l,r\) 即可（或改为枚举长度）。
转移是朴素的，若 \(a\) 串向左右扩展可行则转移，剩下三种情况同理。
注意初始化一定要到位（奇偶回文，上界问题）。
详见code
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
int T;
char s[55], t[55];
bool dp[60][60][60][60]; // 0/1 表示能否构成回文signed main()
{freopen("string.in", "r", stdin);freopen("string.out", "w", stdout);ios::sync_with_stdio(0);cin.tie(0);cin >> T;while (T--){cin >> (s + 1) >> (t + 1);int len1 = strlen(s + 1), len2 = strlen(t + 1);s[0] = '%', t[0] = '&', s[len1 + 1] = '#', t[len2 + 1] = '$';memset(dp, 0, sizeof(dp));int ans = 1;// 初始化for (int i = 1; i <= len1; ++i)for (int j = 1; j <= len2 + 1; ++j)dp[i][i][j][j - 1] = 1;for (int i = 1; i <= len2; ++i)for (int j = 1; j <= len1 + 1; ++j)dp[j][j - 1][i][i] = 1;for (int i = 1; i <= len1; ++i)for (int j = 1; j <= len2; ++j){if (s[i] == t[j])dp[i][i][j][j] = 1;ans = 2;}for (int i = 1; i < len1; ++i)if (s[i] == s[i + 1]){for (int j = 1; j <= len2 + 1; ++j)dp[i][i + 1][j][j - 1] = 1;ans = 2;}for (int i = 1; i < len2; ++i)if (t[i] == t[i + 1]){for (int j = 1; j <= len1 + 1; ++j)dp[j][j - 1][i][i + 1] = 1;ans = 2;}// 可行性dpfor (int la = 0; la <= len1; ++la){for (int i = 1; i <= len1 - la + 1; ++i){int j = i + la - 1;for (int lb = 0; lb <= len2; ++lb){for (int p = 1; p <= len2 - lb + 1; ++p){int q = p + lb - 1;if (dp[i][j][p][q]){ans = max(ans, la + lb);if (i > 1 && j < len1 && s[i - 1] == s[j + 1])dp[i - 1][j + 1][p][q] = 1;if (i > 1 && q < len2 && s[i - 1] == t[q + 1])dp[i - 1][j][p][q + 1] = 1;if (p > 1 && j < len1 && t[p - 1] == s[j + 1])dp[i][j + 1][p - 1][q] = 1;if (p > 1 && q < len2 && t[p - 1] == t[q + 1])dp[i][j][p - 1][q + 1] = 1;}}}}}cout << ans << "\n";}return 0;
}
t2
我去怎么是计数，完了要爆了wwwww
诶？这个好像简单。
切了。
第一道独立完成的计数题。
这题真的简单于 t1 吧？
容易发现，对于每个 \(i\) ，方案数只与 \(i-1\) 在每一位置上的出现次数有关，维护这个就行。
具体的，设共 \(n\) 个数，若 \(a_{i-1}=1\)，答案为：
\(\sum\limits_{i=1}^{n-1}f_i\times(i-j)\)
其中\(f_i\) 本为 \(f_{i,j}\) 表示数 \(i\) 在位置 \(j\) 上出现的次数，由于每次转移只与 \(f_{i-1,j}\) 有关，所以滚掉第一维。
对于 \(a_{i-1}=0\) 的情况类似，请自行推导。
\(f\) 的转移为一段前缀（或后缀）的累加（0/1情况不同），前缀和优化即可。
最终时间复杂度\(O(n^2)\)
这道思路，转移和优化都不难，多模数据就出了。
所以为啥这道不是 t1 ？
code
哒哒
#include <bits/stdc++.h>
#define int long long
using namespace std;
const int N = 2010;
const int mod = 1e9 + 7;
int n, ans;
int a[N], f[N], g[N];signed main()
{freopen("perm.in", "r", stdin);freopen("perm.out", "w", stdout);ios::sync_with_stdio(0);cin.tie(0);cin >> n;for (int i = 1; i < n; ++i)cin >> a[i];f[1] = 1;for (int i = 2; i <= n; ++i){ans = 0;if (a[i - 1]) // 1 i < i+1{for (int j = 1; j < i; ++j){(ans += f[j] * (i - j) % mod) %= mod;g[j + 1] = f[j];}for (int j = 1; j <= i; ++j)g[j] = (g[j - 1] + g[j]) % mod;}else // 0 i > i+1{for (int j = i; j; --j){(ans += f[j] * j % mod) %= mod;g[j] = f[j];}for (int j = i - 1; j; --j)g[j] = (g[j + 1] + g[j]) % mod;}memcpy(f, g, sizeof(g));memset(g, 0, sizeof(g));}cout << ans << "\n";return 0;
}// 272// 938843096
t3
暴力魅力时刻。
我去暴力竟然有70pts!
暴力了。
正解：
发现每次点数不会超过 \(\log_2n\)
对于小于 400 的部分直接dp即可。
（\(100000/(2^8)\approx 400\)）
大于400的部分暴搜，之后拼接答案即可。
其实就是根号分治（应该是吧，反正大体一致）。
code：
暴力！暴力！暴力！
#include <bits/stdc++.h>
#define pir pair<int, int>
#define fi first // val
#define se second // weight
using namespace std;
const int N = 1e5 + 10;
int n, q;
pir a[N], d[N];
int num[20], tot, dp[401][N];
int cnt;inline void dfs(int id, int sum, int lim, int up)
{if (lim > up)return;if (id > tot){d[++cnt] = {sum, lim};return;}dfs(id + 1, sum + a[num[id]].fi, lim + a[num[id]].se, up);dfs(id + 1, sum, lim, up);
}signed main()
{freopen("knapsack.in", "r", stdin);freopen("knapsack.out", "w", stdout);ios::sync_with_stdio(0);cin.tie(0);cin >> n;for (int i = 1; i <= n; ++i)cin >> a[i].fi >> a[i].se;for (int i = 1; i <= 400; ++i){memcpy(dp[i], dp[i >> 1], sizeof(dp[i]));for (int j = 100000; j >= a[i].se; --j)dp[i][j] = max(dp[i][j], dp[i][j - a[i].se] + a[i].fi);}cin >> q;int x, up;while (q--){cin >> x >> up;if (x <= 400){cout << dp[x][up] << "\n";continue;}tot = 0, cnt = 0;while (x > 400){num[++tot] = x;x >>= 1;}int ans = 0;dfs(1, 0, 0, up);for (int i = 1; i <= cnt; ++i)ans = max(ans, d[i].fi + dp[x][up - d[i].se]);cout << ans << "\n";}return 0;
}
t4
咕咕咕
