bzoj3075[Usaco2013]Necklace

AC自动机+DP解决子串删除问题

题目链接:bzoj3075

题目大意:

给你一个长度为n的字符串A,再给你一个长度为m的字符串B,求至少在A中删去多少个字符才能使得B不是A的子串。注:该题只读入A和B,不读入长度,先读入A,再读入B。数据保证A和B中只含小写字母。


题解:

AC自动机+DP

f[i][j]表示A串搞到第i位,树上走到j所能得到的串的最大长度。

首先按B串建树,拿A来走。对于A串中的一个字符有两种选择,删与不删。如果删,那么树上的位置仍与当前一样;如果不删,就走。。注意判断一下当前节点合不合法就是了。

#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<cstdlib>
#include<queue>
#include<iostream>
#include<algorithm>
using namespace std;
#define maxm 1010

struct node
{
	int son[26],fail;bool bk;
}tr[maxm];
int len,rt,l1,l2,f[maxm*10][maxm];
char s1[maxm*10],s2[maxm];
int new_node()
{
	len++;
	memset(tr[len].son,0,sizeof(tr[len].son));
	tr[len].fail=0;tr[len].bk=false; 
	return len;
}
void bt()
{
	int now=rt,i;
	for (i=0;i<l2;i++)
	{
		int x=s2[i]-'a';
		if (!tr[now].son[x]) tr[now].son[x]=new_node();
		now=tr[now].son[x];
	}
	tr[now].bk=true;
}
queue<int> q;
void build_AC()
{
	int i;
	for (i=0;i<26;i++)
	 if (tr[rt].son[i])
	 {
		 tr[tr[rt].son[i]].fail=rt;
		 q.push(tr[rt].son[i]);
	 }else tr[rt].son[i]=rt;
	while (!q.empty())
	{
		int x=q.front();q.pop();
		int y=tr[x].fail;
		for (i=0;i<26;i++)
		  if (tr[x].son[i])
		  {
			  if (tr[y].son[i]) tr[tr[x].son[i]].fail=tr[y].son[i];
			  else tr[tr[x].son[i]].fail=rt;
			  q.push(tr[x].son[i]);
		  }else tr[x].son[i]=tr[y].son[i];
	}
}
int mymax(int x,int y) {return (x>y)?x:y;}
int main()
{
	//freopen("a.in","r",stdin);
	//freopen("a.out","w",stdout);
	int i,j;
	len=0;rt=new_node();
	gets(s1);l1=strlen(s1);
	gets(s2);l2=strlen(s2);
	bt();build_AC();
	memset(f,-1,sizeof(f));
	f[0][rt]=0;f[0][tr[rt].son[s1[0]-'a']]=1;
	for (i=0;i<l1-1;i++)
	 for (j=1;j<=len;j++)
	  if (f[i][j]!=-1)
	  {
		  int x=s1[i+1]-'a';
		  int y=tr[j].son[x];
		  if (!tr[y].bk) f[i+1][y]=mymax(f[i+1][y],f[i][j]+1);
		  if (!tr[j].bk) f[i+1][j]=mymax(f[i+1][j],f[i][j]);
	  }
	int ans=-1;
	for (i=1;i<=len;i++)
	  if (f[l1-1][i]!=-1 && !tr[i].bk) ans=mymax(ans,f[l1-1][i]);
	printf("%d\n",l1-ans);
	return 0;
}


转载于:https://www.cnblogs.com/Euryale-Rose/p/6527809.html

题目描述 牛牛和她的朋友们正在玩一个有趣的游戏,他们需要构建一个有 $n$ 个节点的无向图,每个节点都有一个唯一的编号并且编号从 $1$ 到 $n$。他们需要从节点 $1$ 到节点 $n$ 找到一条最短路径,其中路径长度是经过的边权的和。为了让游戏更有趣,他们决定在图上添加一些额外的边,这些边的权值都是 $x$。他们想知道,如果他们添加的边数尽可能少,最短路径的长度最多会增加多少。 输入格式 第一行包含两个正整数 $n$ 和 $m$,表示节点数和边数。 接下来 $m$ 行,每行包含三个整数 $u_i,v_i,w_i$,表示一条无向边 $(u_i,v_i)$,权值为 $w_i$。 输出格式 输出一个整数,表示最短路径的长度最多会增加多少。 数据范围 $2 \leq n \leq 200$ $1 \leq m \leq n(n-1)/2$ $1 \leq w_i \leq 10^6$ 输入样例 #1: 4 4 1 2 2 2 3 3 3 4 4 4 1 5 输出样例 #1: 5 输入样例 #2: 4 3 1 2 1 2 3 2 3 4 3 输出样例 #2: 2 算法 (BFS+最短路) $O(n^3)$ 我们把问题转化一下,假设原图中没有添加边,所求的就是点 $1$ 到点 $n$ 的最短路,并且我们已经求出了这个最短路的长度 $dis$。 接下来我们从小到大枚举边权 $x$,每次将 $x$ 加入图中,然后再次求解点 $1$ 到点 $n$ 的最短路 $dis'$,那么增加的最短路长度就是 $dis'-dis$。 我们发现,每次加入一个边都需要重新求解最短路。如果我们使用 Dijkstra 算法的话,每次加入一条边需要 $O(m\log m)$ 的时间复杂度,总的时间复杂度就是 $O(m^2\log m)$,无法通过本题。因此我们需要使用更优秀的算法。 观察到 $n$ 的范围比较小,我们可以考虑使用 BFS 求解最短路。如果边权均为 $1$,那么 BFS 可以在 $O(m)$ 的时间复杂度内求解最短路。那么如果我们只是加入了一条边的话,我们可以将边权为 $x$ 的边看做 $x$ 条边的组合,每次加入该边时,我们就在原始图上添加 $x$ 条边,边权均为 $1$。这样,我们就可以使用一次 BFS 求解最短路了。 但是,我们不得不考虑加入多条边的情况。如果我们还是将边权为 $x$ 的边看做 $x$ 条边的组合,那么我们就需要加入 $x$ 条边,而不是一条边。这样,我们就不能使用 BFS 了。 但是,我们可以使用 Floyd 算法。事实上,我们每次加入边时,只有边权等于 $x$ 的边会发生变化。因此,如果我们枚举边权 $x$ 时,每次只需要将边权等于 $x$ 的边加入图中,然后使用 Floyd 算法重新计算最短路即可。由于 Floyd 算法的时间复杂度为 $O(n^3)$,因此总的时间复杂度为 $O(n^4)$。 时间复杂度 $O(n^4)$ 空间复杂度 $O(n^2)$ C++ 代码 注意点:Floyd算法计算任意两点之间的最短路径,只需要在之前的路径基础上加入新的边构成的新路径进行更新即可。
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