无尽

每一个字母可以变成两个字母，于是枚举变出的两个字母所继续形成的两个区间的分界点，然后就可以区间DP啦！记f[i][j]表示字符串区间[i,j]可能由什么字母变来。状压，f[i][j]的值用二进制存，从右往左依次表示W,I,N,G是否可取（如0010表示仅I可取）。枚举分界点时，把两边字母合起来，对比一下有没有哪个字母可以变成这两个字母的。如果有就把这个字母转化成对应二进制之后，和f[i][j]或一下

首先发现如果切同样的地方，先切后切都一样，即操作顺序没影响，这样满足无后效性就可以DP了记f[i][j]f[i][j]表示前i的序列，切j次最大答案于是得到裸方程：f[i][j]=max(f[k][j−1]+sum[k]∗(sum[i]−sum[k]))(k<i)f[i][j]=max(f[k][j−1]+sum[k]*(sum[i]−sum[k]))(k<i) 复杂度O(n2k)O(n^2k)太大

区间离散化+DPAiBiAiBi太大了，一个数一个数地做肯定不行。于是先按照区间端点把区间离散化，至多形成2n−12n-1个区间。f[i][j][k]f[i][j][k]表示第i个学校，派出的数量在第j个离散区间内，且第j个区间内有k个学校的方案数。f[i][j][1]f[i][j][1]可以由所有f[i−n][j−m][k]f[i-n][j-m][k]转移过来，于是DP的时候记下前缀和来统计。f[

区间DP发现对于连续的相同颜色个数，我们只关心它大于1还是等于1，于是可以把相同颜色的块合起来，记一个size。注意到一个区间[i,j]的消除有两种情况。一是先消除[i,k]再消除[k+1,j]，二是消除了[i+1,j-1]之后剩下两边的一样恰好消掉。记f[i][j]表示区间[i,j]全消除需要的最小代价，就可以DP了#include<cstdio> #include<cstring> #inclu

区间DP题解：http://blog.youkuaiyun.com/qpswwww/article/details/44173265其实这题很久以前就做了，一直没空填坑#include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> #define N 55 using namespace std; char s[N]; int f[N][N][2]; const i