方格分割(暴力)

本文介绍了一种计算6x6方格等分问题的算法,目标是找到所有可能将方格沿边线分割成两个形状完全相同的部分的方法,并排除旋转对称的情况。通过递归深度优先搜索和对称性分析,最终得出有效分割方案的数量。

标题:方格分割

6x6的方格,沿着格子的边线剪开成两部分。
要求这两部分的形状完全相同。

如图:p1.png, p2.png, p3.png 就是可行的分割法。

试计算:
包括这3种分法在内,一共有多少种不同的分割方法。
注意:旋转对称的属于同一种分割法。

请提交该整数,不要填写任何多余的内容或说明文字。

不再上图.
解析:我枚举的是左边的点为1,相对于中心点右边的点就为0,或者相反,满足条件的情况是(1.一个连通块且个数为总个数的一半2.没有被包围的点),最后除以2,但是我们还要考虑另一种重复情况,我们要确定一个角一定被选中的,我选的是左上角,这样就可以去掉从左下角的重复情况,最终答案是509

#include<bits/stdc++.h>
#define ll long long
#define inf 0x3f3f3f3f
#define pb push_back
#define rep(i,a,b) for(int i=a;i<b;i++)
#define rep1(i,b,a) for(int i=b;i>=a;i--)
using namespace std;
const int N=7;
int arr[N][N];
int dir1[]={-1,1,0,0};
int dir2[]={0,0,-1,1};
int ans,c;
int vis[N][N];
void iswell(int x,int y)
{
    vis[x][y]=1;
    for(int i=0;i<4;i++)
    {
        int xx=x+dir1[i];
        int yy=y+dir2[i];
        if(arr[xx][yy]==arr[x][y]&&!vis[xx][yy])
        {
            c++;
            iswell(xx,yy);
        }
    }
}
bool isok()
{
    c=1;
    memset(vis,0,sizeof vis);
    iswell(0,0);
    if(c!=18)
        return 0;
    for(int i=0;i<6;i++)
    {
        for(int j=0;j<6;j++)
        {
            for(int k=0;k<4;k++)
            {
                int xx=i+dir1[k];
                int yy=j+dir2[k];
                if(xx>=0&&xx<6&&yy>=0&&yy<6&&arr[xx][yy]==arr[i][j])
                    break;
                if(k==3)
                    return 0;
            }
        }
    }

    return 1;
}
void dfs(int x,int y)
{
    if(x>5)
    {
        if(isok())
            ans++;
        return ;
    }
    if(y>2)
    {
        dfs(x+1,0);
        return ;
    }
    arr[x][y]=1;
    arr[5-x][5-y]=0;
    dfs(x,y+1);
    arr[x][y]=0;
    arr[5-x][5-y]=1;
    dfs(x,y+1);
}
int main()
{
    ans=0;
    memset(arr,0,sizeof arr);
    arr[0][0]=1;
    arr[5][5]=0;
    dfs(0,1);
    cout<<ans/2<<endl;
    return 0;
}
首先考虑 $n$ 为偶数的场合。显然,我们可以将这个“斜正方形”拆成个象限,求出一个象限的最优解,然后将其翻转复制到其它象限里。因此我们只需考虑一个象限的问题。以下是这个模型的抽象版本: 从左往右第 $i$ 列有 $n−i+1$ 个方格;第 $x$ 列第 $y$ 个方块记作 $(x,y)$。 现在,贪心地,我们肯定会把矩形的角放到某个 $(i,n−i+1)$ 格处。 直接思考如何放矩形并不是一个好选择,我们可以反向考虑:应该如何安排那些“不存在矩形顶点”的格子,使得未被矩形覆盖的格子数尽量少? 令 $s_i \in (0,1)$ 表示 $(i,n−i+1)$ 不是/是 矩形的顶点,则 $s$ 是一个长度为 $n$ 的零一串。易知:$s$ 中每段极长 $0$ 子串,令其长度为 $l$,会贡献 $\frac{l(l+1)}{2}$ 个未被覆盖的格子。通过调整,易知任两个极长 $0$ 子串长度 $l_1 ,l_2$ 必有 $∣l_1−l_2∣\le 1$,否则我们可以令大者减一、小者加一,则未覆盖格子数严格减。 因此算法就很明了了:$s$ 中恰有 $b=n−m$ 个 $0$,其被分成 $m+1$ 段。于是造出 $b \bmod (m+1)$ 个长度为 $\lfloor \frac{b}{m+1} \rfloor +1$ 的 $0$ 段,$m+1−[b \bmod (m+1)]$ 个长度为 $\lfloor \frac{b}{m+1} \rfloor$ 的 $0$ 段,即可最小化总未覆盖格子数。 然后考虑 $n$ 为奇数的场合。此时与偶数唯一的区别就是“坐标轴”上有一些格子,如果简单粗暴地拆分的话,这些格子的贡献要么被重复计算,要么被不恰当地忽略了。 为了减少脑力劳动,我们采取最暴力的方法:易发现坐标轴附近的 $0$ 段长度虽然有可能既非 $\lfloor \frac{b}{m+1} \rfloor$ 又非 $\lfloor \frac{b}{m+1} \rfloor +1$,但它总归不会离太远,否则调整即可。因此我们手动在 $\lfloor \frac{b}{m+1} \rfloor \pm 3$ 的范围内枚举这两段的长度,然后中间的部分就是一个朴素的偶数场合了。
最新发布
12-11
评论
成就一亿技术人!
拼手气红包6.0元
还能输入1000个字符
 
红包 添加红包
表情包 插入表情
 条评论被折叠 查看
添加红包

请填写红包祝福语或标题

红包个数最小为10个

红包金额最低5元

当前余额3.43前往充值 >
需支付:10.00
成就一亿技术人!
领取后你会自动成为博主和红包主的粉丝 规则
hope_wisdom
发出的红包
实付
使用余额支付
点击重新获取
扫码支付
钱包余额 0

抵扣说明:

1.余额是钱包充值的虚拟货币,按照1:1的比例进行支付金额的抵扣。
2.余额无法直接购买下载,可以购买VIP、付费专栏及课程。

余额充值