任务
2015-07-26 09:44
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zoj Tree of Tree
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hdu5285
hdu 3989
BestCoder anniversary
poj 3057 http://www.cnblogs.com/naturepengchen/articles/4179299.html
zoj 月赛
挑战编程竞赛
KM算法 http://www.cnblogs.com/skyming/archive/2012/02/18/2356919.html
2道 二分图题集的题目
hdu 5229
[title]Problem B. ZCC loves strings[/title] 结论:对于串a和b,游戏中先手必胜当且仅当∣a∣+∣b∣|a|+|b|∣a∣+∣b∣为奇数或a=ba=ba=b. 我们按∣a∣+∣b∣|a|+|b|∣a∣+∣b∣的大小从小到大考虑所有的情况。 当∣a∣+∣b∣=0|a|+|b|=0∣a∣+∣b∣=0时,显然先手必败,符合结论。 假设已经证明了∣a∣+∣b∣=k(k<p)|a|+|b|=k(k<p)∣a∣+∣b∣=k(k<p)的所有情况满足结论,现在考虑∣a∣+∣b∣=p|a|+|b|=p∣a∣+∣b∣=p的情况。 若ppp是奇数,先手只需要选择长度较短的不为空的串,并使用A操作,就可以转移到∣a∣+∣b∣|a|+|b|∣a∣+∣b∣为偶数并且两个串不相等或者两个串均为空的情况,这种情况先手必败,故此时先手必胜。 若ppp是偶数,如果两个串相等,显然先手只需要选择使用B操作就能获得胜利了。否则,无论先手如何操作,都只能转移到∣a∣+∣b∣|a|+|b|∣a∣+∣b∣为奇数的先手必胜的情况。故此时先手必败。 因此,按顺序考虑每一个串,求得在其之前出现的串中,长度奇偶性与其不同的串共有x个,与其完全相同的串有y个,则对答案有x+yx+yx+y的贡献。累加即可。
hdu 5225
[title]Problem B[/title] 从1到n枚举k,表示当前要计算的排列与读入的排列前k-1项相同,而第k项不同。对于每一个k,再枚举一个t,表示当前要计算的排列的第k项是t,所以t要比读入的排列的第k项小,并且不与前k-1个数中的任意一个数相等。 那么,剩下的n-k个数任意排列,都满足字典序小于读入的排列。所以要计算它们的逆序对数之和。可以分情况计算: 1、逆序对中的两个数都在前k-1个位置,可以对于每一个k都暴力计算。 2、逆序对中的一个数在前k-1个位置,另一个数不在,同样可以对于每一个k都暴力计算。 3、逆序对中的一个数在第k个位置,另一个数在后n-k个位置。也可以暴力计算。 4、逆序对中的两个数都在后n-k个位置。这个值可以DP预处理,也可以推出一个式子直接计算。 可以这样考虑:在后n-k个位置中,有一半的排列方式中,第i小的数在第j小的数(i>j)的前面。共有(n-k)!种排列方式,所以对于一对数,有(n−k)!2\frac{(n-k)!}{2}
http://www.cnblogs.com/usedrosee/p/4714952.html
2(n−k)!种排列方式中是逆序对。共$\frac{(n-k)·(n-k-1)}{2}$对数,所以这类逆序对共$\frac{(n-k)·(n-k-1)·(n-k)!}{4}$对。 时间复杂度:O(n3{n}^{3}n3)
/*Author :usedrose */ /*Created Time :2015/7/26 1:06:37*/ /*File Name :2.cpp*/ #include <cstdio> #include <iostream> #include <algorithm> #include <sstream> #include <cstdlib> #include <cstring> #include <climits> #include <vector> #include <string> #include <ctime> #include <cmath> #include <deque> #include <queue> #include <stack> #include <set> #include <map> #define INF 0x3f3f3f3f #define eps 1e-8 #define pi acos(-1.0) #define MAXN 110 #define OK cout << "ok" << endl; #define o(a) cout << #a << " = " << a << endl #define o1(a,b) cout << #a << " = " << a << " " << #b << " = " << b << endl using namespace std; typedef long long LL; int n, sz; vector<int> G[MAXN]; int dp[MAXN][MAXN]; void dfs(int fa, int u) { for (int i = 0;i < G[u].size(); ++ i) { int v = G[u][i]; if (v == fa) continue; dfs(u, v); for (int k = sz;k >= 1;-- k) for (int cur = 1;cur <= k; ++ cur) dp[u][k] = max(dp[u][cur], dp[u][cur] + dp[v][k - cur]); } } int main() { //freopen("data.in","r",stdin); //freopen("data.out","w",stdout); cin.tie(0); ios::sync_with_stdio(false); while (cin >> n >> sz) { memset(dp, 0, sizeof(dp)); for (int i = 0;i <= n; ++ i) { G[i].clear(); } for (int i = 0;i < n; ++ i) cin >> dp[i][1]; int x, y; for (int i = 0;i < n - 1; ++ i) { cin >> x >> y; G[x].push_back(y); G[y].push_back(x); } dfs(-1, 0); int ans = 0; for (int i = 0;i < n; ++ i) ans = max(ans, dp[i][sz]); cout << ans << endl; } return 0; }
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[title]Problem B. ZCC loves strings[/title] 结论:对于串a和b,游戏中先手必胜当且仅当∣a∣+∣b∣|a|+|b|∣a∣+∣b∣为奇数或a=ba=ba=b. 我们按∣a∣+∣b∣|a|+|b|∣a∣+∣b∣的大小从小到大考虑所有的情况。 当∣a∣+∣b∣=0|a|+|b|=0∣a∣+∣b∣=0时,显然先手必败,符合结论。 假设已经证明了∣a∣+∣b∣=k(k<p)|a|+|b|=k(k<p)∣a∣+∣b∣=k(k<p)的所有情况满足结论,现在考虑∣a∣+∣b∣=p|a|+|b|=p∣a∣+∣b∣=p的情况。 若ppp是奇数,先手只需要选择长度较短的不为空的串,并使用A操作,就可以转移到∣a∣+∣b∣|a|+|b|∣a∣+∣b∣为偶数并且两个串不相等或者两个串均为空的情况,这种情况先手必败,故此时先手必胜。 若ppp是偶数,如果两个串相等,显然先手只需要选择使用B操作就能获得胜利了。否则,无论先手如何操作,都只能转移到∣a∣+∣b∣|a|+|b|∣a∣+∣b∣为奇数的先手必胜的情况。故此时先手必败。 因此,按顺序考虑每一个串,求得在其之前出现的串中,长度奇偶性与其不同的串共有x个,与其完全相同的串有y个,则对答案有x+yx+yx+y的贡献。累加即可。
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[title]Problem B[/title] 从1到n枚举k,表示当前要计算的排列与读入的排列前k-1项相同,而第k项不同。对于每一个k,再枚举一个t,表示当前要计算的排列的第k项是t,所以t要比读入的排列的第k项小,并且不与前k-1个数中的任意一个数相等。 那么,剩下的n-k个数任意排列,都满足字典序小于读入的排列。所以要计算它们的逆序对数之和。可以分情况计算: 1、逆序对中的两个数都在前k-1个位置,可以对于每一个k都暴力计算。 2、逆序对中的一个数在前k-1个位置,另一个数不在,同样可以对于每一个k都暴力计算。 3、逆序对中的一个数在第k个位置,另一个数在后n-k个位置。也可以暴力计算。 4、逆序对中的两个数都在后n-k个位置。这个值可以DP预处理,也可以推出一个式子直接计算。 可以这样考虑:在后n-k个位置中,有一半的排列方式中,第i小的数在第j小的数(i>j)的前面。共有(n-k)!种排列方式,所以对于一对数,有(n−k)!2\frac{(n-k)!}{2}
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2(n−k)!种排列方式中是逆序对。共$\frac{(n-k)·(n-k-1)}{2}$对数,所以这类逆序对共$\frac{(n-k)·(n-k-1)·(n-k)!}{4}$对。 时间复杂度:O(n3{n}^{3}n3)
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