arc068f

该博客讨论了一种从1到n的序列,通过在双端序列中选择删除点来形成新的序列的问题。博主提出,合法的删除序列在第k位出现1时,可以分解为1或2个单调下降序列。动态规划被用来解决这个问题,其中f[i][j]表示考虑完删除序列的前i位且最小值为j的状态。转移方程为f[i][j]=∑k=jn+1f[i−1][k]。博主提醒注意,f[k][1]-f[k-1][1]才是最终答案。博客还包括了题解和代码示例。

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题目大意

现在有一个1-n的序列,我们将它依次加入一个双端的序列,加完之后我们再每一次选择双端序列中的左端点/右端点,选择一个将对应的数删除并加入一个删除序列中,问最后有多少个合法的删除序列满足第k个是1

题解

好像和很多dalao的解法有一些出入

观察一下一开始的序列,发现是一个v型的东西,并且1就是v的中间最低那一个点
那么我们的删除序列的1-k位就是一个可以分解为1个或者2个单调下降序列的序列,并且其中一个序列的最后一位是1
设f[i][j]表示我们当前考虑完了删除序列的前i位,当前我们删除序列中最小的那个数是j
这样好像很难正确的表示出每一种状态,但实际上,由于原序列的特殊性,我们可以用一个较为抽象的方式表示出这个序列
先给出转移:
f[i][j]=n+1k=jf[i1][k]f[i][j]=∑k=jn+1f[i−1][k]
因为比较抽象,所以举个例子:
比如我们当前的删除序列是9 8 5 3
那么如果我们下一个要删除的是1或2的话那么序列依然是合法的,只要接到3所在的那个单调下降序列后面就可以了
但是如果我们要加的数比3要大呢?如果要加比3大的数有哪一些是合法的呢?
只有当前没有出现在删除序列中的最大的数才是合法的
因为如果你加了一个比当前最小数要大的数,意味着你在V的两头都取过了,那么当前没有取的最大的数一定小于取过的最大的数
我们并不需要知道这个数具体是多少,我们只需要知道一定有且只有一个,这样就很舒服了,直接加上f[i-1][j]就好了嘛
然后在取完前k个之后剩下的就可以随便取了,因为已经没有任何限制了,需要注意的是最后一个数只有1种取法

但是这样做还有一个坑
观察我们对f的定义,其中的第二维是删除序列中的最小而不是最后一个
也就是说f[k][1]并不是我们想要的最终结果,f[k][1]-f[k-1][1]才是

代码

#include<iostream>
#include<algorithm>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<cmath>
#define fo(i,a,b) for(i=a;i<=b;i++)
#define fo1(i,b,a) for(i=b;i>=a;i--)

using namespace std;

const int maxn=1005,md=1e9+7;

int f[maxn][maxn],sum[maxn];
int i,j,k,l,m,n,x,y,ans;

int main(){
//  freopen("068f.in","r",stdin);
    scanf("%d%d",&n,&k);
    f[0][n+1]=1;
    fo(i,1,k){
        sum[n+1]=f[i-1][n+1];
        fo1(j,n,1) sum[j]=(sum[j+1]+f[i-1][j])%md;
        fo(j,1,n-i+1) f[i][j]=sum[j];
    }
    f[k][1]=f[k][1]-f[k-1][1];
    fo(i,1,n-k-1) f[k][1]=(f[k][1]*2)%md;
    printf("%d\n",f[k][1]);
    return 0;
}
ARC069 F 题目传送门:https://atcoder.jp/contests/arc069/tasks/arc069_d 题目描述: 给定两个长度为 $n$ 的字符串 $s$ 和 $t$,每个字符都是小写字母。你需要找到一个长度为 $n$ 的字符串 $u$,满足: - 对于所有 $i \in [1,n]$,都有 $u_i \in \{s_i,t_i\}$。 - 对于所有 $i \in [1,n-1]$,都有 $u_i \neq u_{i+1}$。 - 对于所有 $i \in [1,n-2]$,都有 $u_i \neq u_{i+2}$。 求满足条件的字符串 $u$ 的个数,对 $10^9+7$ 取模。 解题思路: 这是一道比较经典的字符串构造问题,可以用 dp 或者数学方法来解决。 方法一:dp 我们可以使用 dp 来解决这个问题。设 $f_{i,j,k}$ 表示构造了前 $i$ 个字符,第 $i$ 个字符为 $j$,且第 $i-1$ 个字符为 $k$ 的方案数。其中,$j \in \{s_i,t_i\}$,$k \in \{s_{i-1},t_{i-1}\}$。 状态转移方程如下: $$f_{i,j,k} = \sum\limits_{l \in \{s_{i-2},t_{i-2}\},l \neq j} f_{i-1,k,l}$$ 最终的答案为 $\sum\limits_{j \in \{s_n,t_n\}} \sum\limits_{k \in \{s_{n-1},t_{n-1}\}} f_{n,j,k}$。 时间复杂度为 $O(n)$。 方法二:数学 我们可以定义 $a_i$ 表示以 $s_i$ 结尾,且不存在相邻字符相等的字符串的方案数;$b_i$ 表示以 $s_i$ 结尾,且存在相邻字符相等的字符串的方案数;$c_i$ 表示以 $t_i$ 结尾,且不存在相邻字符相等的字符串的方案数;$d_i$ 表示以 $t_i$ 结尾,且存在相邻字符相等的字符串的方案数。 根据题目的限制条件,我们可以得到递推式: $$\begin{cases} a_{i+1} = 2(b_i+c_i+d_i) \\ b_{i+1} = a_i \\ c_{i+1} = 2(a_i+d_i) \\ d_{i+1} = b_i \end{cases}$$ 初始状态为 $a_1=1,b_1=0,c_1=1,d_1=1$。 最终的答案为 $a_n+c_n$。 时间复杂度为 $O(n)$。 代码实现:
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