[考試反思]1029csp-s模擬測試93：殤逝

並非把它消成上三角矩陣

 

中止！

思考，

回顧。

疑惑？

遺忘…

 

一直只是在匆忙的趕進度，實際上的確是一點也不紮實。

T1，裸的偏序，想了一個多小時什麼也沒想到，只打了$O(n^2)$

難道以前學的就這麼白學了？

T2，簡單dp，沒有任何優化就扔了。

單調性優化作了無數次仍是不會。

T3，暴力和部分分，部分分寫錯，暴力沒取模。

90多場了啊，這些毛病還在犯，那麼考試還有什麼意義啊？

須要真正的反思與總結了，須要真正內化成本身的東西，纔不是渾渾噩噩度日吧。

少說點廢話吧。

 

T1：序列

求區間大於0，其實就是前綴和以後求$b[j] \geq b[i]$且$a[j] \geq a[i]$的最大$j-i$

看起來向一個三維偏序，可是題目保證有大於0的解，因此當$i \geq j$時並不會更新答案。

因此其實$i/j$這一維並不須要偏序，只用考慮$a/b$兩個數組便可。

而$i/j$只是轉移值，如今轉化爲二維偏序問題。

乍一下想動用各類數據結構，可是內存都開不下。

而偏序問題的一個技巧就是經過排序某一維來取消這一維的限制。因此維數-1。

而後就是一個一維偏序問題了，樹狀數組維護便可。

總的來講就是按$a$排序，將$b$離散化，樹狀數組維護$i/j$下標最小值便可。

 1 #include<cstdio>
 2 #include<algorithm>
 3 #include<map>
 4 using namespace std;
 5 #define ll long long
 6 map<ll,int>M;
 7 struct P{
 8     ll a;int b,p;
 9     friend bool operator<(P x,P y){
10         return x.a<y.a||(x.a==y.a&&x.p<y.p);
11     }
12 }p[500005];
13 long long a[500005],b[500005];int n,ans,cnt,t[500005];
14 int read(){
15     register int p=0,nt=0;register char ch=getchar();
16     while(ch<'0'||ch>'9')nt=ch=='-',ch=getchar();
17     while(ch>='0'&&ch<='9')p=(p<<3)+(p<<1)+ch-'0',ch=getchar();
18     return nt?-p:p;
19 }
20 void set(int p,int w){for(;p<=500000;p+=p&-p)t[p]=min(t[p],w);}
21 int ask(int p,int w=500001){for(;p;p^=p&-p)w=min(w,t[p]);return w;}
22 int main(){//freopen("sequence.in","r",stdin);
23     n=read();M[0];
24     for(int i=1;i<=n;++i)a[i]=a[i-1]+read();
25     for(int i=1;i<=n;++i)b[i]=b[i-1]+read(),M[b[i]];
26     for(map<ll,int>::iterator it=M.begin();it!=M.end();it++)(*it).second=++cnt;
27     for(int i=0;i<=n;++i)p[i]=(P){a[i],M[b[i]],i};
28     sort(p,p+1+n);
29     for(int i=0;i<=500000;++i)t[i]=500001;
30     for(int i=0;i<=n;++i)ans=max(ans,p[i].p-ask(p[i].b)),set(p[i].b,p[i].p);
31     printf("%d\n",ans);
32 }

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T2：二叉搜索樹

簡單的$dp$就是$dp[i][j]$表示區間$[i,j]$之間的點造成樹的代價，轉移很簡單：

$dp[i][j]=min(dp[i][k-1]+dp[k][j]+x[j]-x[i-1])$

其中x是權值的前綴和。

考慮優化：當你在某一個區間右端添加一個點的時候，你最後選定的根節點必定不會左移。

同理，你在左段添加一個點的話，最後選定的最優根節點也必定不會左移。

設$rt[i][j]$表示區間$[i,j]$的最優根節點。那麼有

$rt[i][j-1] \leq rt[i][j] \leq rt[i+1][j]$

因此就能夠dp了，用上面這個限制一下左右端點。

由於是單調的，因此在$n$種長度裏每一個位置平均只會被掃$O(n)$次。

因此總的複雜度是$O(n^2)$

 1 #include<cstdio>
 2 int n;long long x[5005],dp[5005][5005],rt[5005][5005];
 3 main(){
 4     scanf("%d",&n);
 5     for(int i=1;i<=n;++i)scanf("%lld",&x[i]),x[i]+=x[i-1];
 6     for(int l=1;l<=n;++l)for(int r=l;r<=n;++r)dp[l][r]=100000000000000000;
 7     for(int l=1;l<=n;++l)dp[l][l]=x[l]-x[l-1],rt[l][l]=l;
 8     for(int L=1;L<n;++L)for(int l=1,r=l+L;r<=n;++l,++r)
 9         for(int m=rt[l][l+L-1];m<=rt[r-L+1][r];++m)
10             if(dp[l][m-1]+dp[m+1][r]+x[r]-x[l-1]<dp[l][r])
11                 dp[l][r]=dp[l][m-1]+dp[m+1][r]+x[r]-x[l-1],rt[l][r]=m;
12     printf("%lld\n",dp[1][n]);
13 }

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T3：走路

題面差評。非得讓我栽$n-1$個跟頭幹啥？？？作個題結果就真栽跟頭了。

挺神仙的一道題。這種分治思想很巧妙。

以前有一道題好像叫《$Dash \ Speed$》是線段樹結構的分治，這個也差很少。。。

咱們考慮暴力作法。

由於我對指望的理解直到今天$LNC$好好地給我來了一遍才深入一點。

由於正着推的時候它的轉移機率之和不必定爲1，而指望的實際含義則是加權平均數。

因此正着推的話要想獲得指望就還得一直帶着機率算，在出環的圖裏不可作。

因此要倒着推：設$f_i$表示指望再通過幾步才能到$k$點。

轉移就是$f_i=\sum\limits_{i \to j}\frac{f_j}{degree_i}$

$degree_i$表是i的出度。

這樣的話轉移的總機率就是每一條出邊累加$\frac{1}{degree_i}$那麼總機率固然是1。

而正着的式子卻不是，再也不贅述。

暴力的思路就是拆掉每一個點的全部出邊，而後作一次瓜絲消元$f_1$就是解。

 1 #include<cstdio>
 2 #include<algorithm>
 3 using namespace std;
 4 #define mod 998244353
 5 #define ll long long
 6 int n,m,cnt[305][305],deg[305],spj1=1,spj2=1;ll x[305][306],inv[100005],escape[305];
 7 ll pow(ll b,int t=mod-2,ll a=1){for(;t;t>>=1,b=b*b%mod)if(t&1)a=a*b%mod;return a;}
 8 void Gauss(){
 9     for(int i=1;i<=n;++i){
10         if(!x[i][i])for(int j=i+1;j<=n;++j)if(x[j][i])swap(x[i],x[j]);
11         int inv=pow(x[i][i]);
12         for(int j=i;j<=n+1;++j)x[i][j]=x[i][j]*inv%mod;
13         for(int j=i+1;j<=n;++j)for(int k=n+1;k>=i;--k)x[j][k]=(x[j][k]-x[i][k]*x[j][i]%mod+mod)%mod;
14     }
15     for(int i=n;i;--i)for(int j=i-1;j;--j)x[j][n+1]=(x[j][n+1]-x[j][i]*x[i][n+1]%mod+mod)%mod;
16 }
17 main(){
18     scanf("%d%d",&n,&m);
19     for(int i=1,X,Y;i<=m;++i){
20         scanf("%d%d",&X,&Y),deg[X]++,cnt[X][Y]++;
21         if(i!=m&&X>Y)spj1=0;
22         if(X!=Y&&X!=1&&Y!=1)spj2=0;
23     }
24     for(int i=1;i<=m;++i)inv[i]=pow(i);
25     for(int A=2;A<=n;++A){
26         for(int i=1;i<=n;++i)for(int j=1;j<=n+1;++j)x[i][j]=0;
27         for(int i=1;i<=n;++i)if(A!=i)for(int j=1;j<=n;++j)x[j][i]=cnt[i][j]*inv[deg[i]]%mod;
28         for(int i=1;i<=n;++i)x[i][i]--;x[1][n+1]=-1;
29         //for(int i=1;i<=n;++i,puts(""))for(int j=1;j<=n+1;++j)printf("%lld ",x[i][j]);
30         Gauss();for(int i=1;i<=n;++i)if(i!=A)x[A][n+1]+=x[i][n+1];
31         printf("%lld\n",x[A][n+1]%mod-1);
32     }
33 }

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不難發現，咱們再每一次重造矩陣的時候，其實只有一行是不同的，就是你單獨考慮的$k$那一行。

考慮這個問題：我在瓜絲消元的時候填了一行，而後這一行一直在被消來消去，可是咱們始終不用這一行來消其它的行。

那麼最後求出的解固然是不會變的對吧？

因此咱們先不拆任何邊，這樣建出一個矩陣。

而後咱們對於目前要處理出的k，把這一行當作咱們亂加的那一行，這行怎麼被消都沒有關係，可是咱們不能用這一行去消其它行。

這樣的話就至關與咱們沒有加這一堆邊，它們對答案沒有影響。

考慮遞歸解決，$solve(l,r)$表示咱們正在處理$[l,r]$以內的k。

那麼若是k在$[l,mid]$裏面，那麼$[mid+1,r]$裏面的全部邊都要生效，就是這些行都要被看成主元來給其它行消元。

消完以後咱們就能夠遞歸求解$solve(l,mid)$了。

這樣的話若是咱們能夠發現，$solve(l,r)$的時候其實除了$[l,r]$之外的區間都被當成主元消過了。

那麼若是咱們遞歸到了某一個葉節點，那麼就是除了這一行之外全部的行都被消過了。

這就和我上面說的狀況一致了，這樣就能夠解出當前點的答案了。

固然若是咱們要求解$solve(mid+1,r)$時，咱們就須要用$[l,mid]$的邊消元。

在這以前咱們首先須要把矩陣還原，開數組存一下就行了。

爲了方便，咱們在每一次消元的時候，並非把它消成上三角矩陣，而是消成單位矩陣，這樣在後面方程比較好解，不用回代。

要注意：若是你的代碼遞歸處函數出現了2個$n$級別的循環而不是$[l,r]$的循環，那麼你的複雜度就是$O(n^3 \ log \ n)$了。並非正解。

而若是隻有一個$n$級別的循環，那麼你的複雜度就是$O(n^3)$

證實稍後寫吧。

問題就在於你的迭代式是下面的哪一個：

$T(n)=Nn^2+2T(\frac{n}{2})$

$T(n)=N^2n+2T(\frac{n}{2})$

其中N是指題目輸入的N，而n是指當前遞歸區間的大小。

固然在計算複雜度的時候能夠把$N$直接提出，那麼第一個式子就是：

$T(n)=N \times t(n) $

$t(n)=n^2+2t(\frac{n}{2})$

根據主定理，獲得$t(n)=n^2$

因此$T(n)=n^3$

而對於第二個式子，其複雜度爲：

$T(n)=N^2 \times t(n)$

$t(n)=n+2t(\frac{n}{2})$

這是一個很是常見的分治複雜度了。根據常識或者根據主定理，$t(n)=n\  log \ n $

因此$T(n)=n^3 \  log \ n$

 1 #include<cstdio>
 2 #include<algorithm>
 3 using namespace std;
 4 #define mod 998244353
 5 #define int long long
 6 int n,m,cnt[305][305],deg[305],x[305][306],inv[100005],ans[305];
 7 int pow(int b,int t=mod-2,int a=1){for(;t;t>>=1,b=b*b%mod)if(t&1)a=a*b%mod;return a;}
 8 void Gauss(int l,int r,int L,int R){
 9     for(int i=L;i<=R;++i){
10         int inv=pow(x[i][i]);
11         for(int j=l;j<=r;++j)x[i][j]=x[i][j]*inv%mod;x[i][0]=x[i][0]*inv%mod;
12         for(int j=1;j<=n;++j)if(i!=j){
13             int t=x[j][i];
14             for(int k=l;k<=r;++k)x[j][k]=(x[j][k]-x[i][k]*t%mod+mod)%mod;
15             x[j][0]=(x[j][0]-x[i][0]*t%mod+mod)%mod;
16         }
17     }
18 }
19 void solve(int l,int r){
20     if(l==r)return ans[l]=(mod+x[1][0])%mod,(void)0;
21     int m=l+r>>1;int re[305][305];
22     for(int i=1;i<=n;++i){for(int j=l;j<=r;++j)re[i][j]=x[i][j];re[i][0]=x[i][0];}
23     Gauss(l,r,l,m);solve(m+1,r);
24     for(int i=1;i<=n;++i){for(int j=l;j<=r;++j)x[i][j]=re[i][j];x[i][0]=re[i][0];}
25     Gauss(l,r,m+1,r);solve(l,m);
26     for(int i=1;i<=n;++i){for(int j=l;j<=r;++j)x[i][j]=re[i][j];x[i][0]=re[i][0];}
27 }
28 main(){
29     scanf("%lld%lld",&n,&m);
30     for(int i=1,X,Y;i<=m;++i)scanf("%lld%lld",&X,&Y),deg[X]++,cnt[X][Y]++;
31     for(int i=1;i<=m;++i)inv[i]=pow(i);
32     for(int i=1;i<=n;++i)for(int j=1;j<=n;++j)x[i][j]=cnt[i][j]*inv[deg[i]]%mod;
33     for(int i=1;i<=n;++i)x[i][i]--,x[i][0]=-1;
34     solve(1,n);for(int i=2;i<=n;++i)printf("%lld\n",ans[i]);
35 }

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