程序设计实习2016推荐练习3 硬币(dp+数学/位运算压位)
2016-05-31 18:28
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程序设计实习2016推荐练习3 硬币(dp+数学/位运算压位)
总时间限制: 1000ms 内存限制: 262144kB
描述
宇航员Bob有一天来到火星上,他有收集硬币的习惯。于是他将火星上所有面值的硬币都收集起来了,一共有n种,每种只有一个:面值分别为a1,a2… an。 Bob在机场看到了一个特别喜欢的礼物,想买来送给朋友Alice,这个礼物的价格是X元。Bob很想知道为了买这个礼物他的哪些硬币是必须被使用的,即Bob必须放弃收集好的哪些硬币种类。飞机场不提供找零,只接受恰好X元。
输入
第一行包含两个正整数n和x。(1 <= n <= 200, 1 <= x <= 10000)
第二行从小到大为n个正整数a1, a2, a3 … an (1 <= ai <= x)
输出
第一行是一个整数,即有多少种硬币是必须被使用的。
第二行是这些必须使用的硬币的面值(从小到大排列)。
样例输入
5 18
1 2 3 5 10
样例输出
2
5 10
提示
输入数据将保证给定面值的硬币中至少有一种组合能恰好能够支付X元。
如果不存在必须被使用的硬币,则第一行输出0,第二行输出空行。
这是一个脱胎于基础题而又不落俗套,趣味性技术性极高的dp题,做完不禁拍案叫绝。
首先题意就不是很好读懂,对着样例多看几遍外加WA了一回才意识到,不是要输出一组解而是要输出所有解中必须用到的硬币。
那么如果只是输出一组解就有很朴素的做法:除了正常dp之外,不断地复制状态,记录下状态来找到一组解。那么要找到所有解的交集,不妨每一次生成新解后与旧解再取一回交集即可。这个方法很朴素,复杂度O(n2v)O(n^2v)看看题目要求n<=200,v<=10000n<=200,v<=10000感觉也许可行,就算TLE,也只是因为差一个常数。这就是朴素的version 1,TLE。
那么看到version 1只TLE了一点点,为了拯救version 1,考虑一下version 1的瓶颈,在于状态复制的重复与每一次更新是空白区的浪费。加入两个优化,为了空白区不扫描,记录下上一回非空白区最大值下一次从这里开始扫描,这一个优化极其容易想到。至于对于bool数组记录状态的话,复制起来为了复制1 bit的信息,就是一个点的状态,复制了一个1 字节=8 bit的bool类型!而且取交集时候也与取按位与比浪费了很多,所以用位运算加速,这在version 1上可以改过来,附上version 2,(注意一些位操作函数一定要内联,否则开销令优化得不偿失)。结果AC了,早闻二进制加速黑科技,今日一用方知其之厉害。以后遇到大量复制bool数组可以用二进制加速,当然加速比一般在3-4,数量级差太多就无力回天了。
当然,本题是有数学方法的,不只计算可不可行,计算出可行解个数f(x)f(x),那么可以证明价值为v[i]v[i]的物品必须使用当且仅当
∑k>=0,k∗v[i]<=x(−1)kf(x−k∗v[i])=0\sum_{k>=0,k*v[i]<=x}(-1)^kf(x-k*v[i])=0
这是因为 f(y)=含v[i]拼出y的种数+不含v[i]拼出y的种数f(y)=含v[i]拼出y的种数+不含v[i]拼出y的种数
而 含v[i]拼出y的种数=不含v[i]拼出y−v[i]的种数含v[i]拼出y的种数=不含v[i]拼出y-v[i]的种数
从这个关系得到灵感写出上式,进而证明这个关系,这就是version 3。
version 1
version 2
version 3
总时间限制: 1000ms 内存限制: 262144kB
描述
宇航员Bob有一天来到火星上,他有收集硬币的习惯。于是他将火星上所有面值的硬币都收集起来了,一共有n种,每种只有一个:面值分别为a1,a2… an。 Bob在机场看到了一个特别喜欢的礼物,想买来送给朋友Alice,这个礼物的价格是X元。Bob很想知道为了买这个礼物他的哪些硬币是必须被使用的,即Bob必须放弃收集好的哪些硬币种类。飞机场不提供找零,只接受恰好X元。
输入
第一行包含两个正整数n和x。(1 <= n <= 200, 1 <= x <= 10000)
第二行从小到大为n个正整数a1, a2, a3 … an (1 <= ai <= x)
输出
第一行是一个整数,即有多少种硬币是必须被使用的。
第二行是这些必须使用的硬币的面值(从小到大排列)。
样例输入
5 18
1 2 3 5 10
样例输出
2
5 10
提示
输入数据将保证给定面值的硬币中至少有一种组合能恰好能够支付X元。
如果不存在必须被使用的硬币,则第一行输出0,第二行输出空行。
这是一个脱胎于基础题而又不落俗套,趣味性技术性极高的dp题,做完不禁拍案叫绝。
首先题意就不是很好读懂,对着样例多看几遍外加WA了一回才意识到,不是要输出一组解而是要输出所有解中必须用到的硬币。
那么如果只是输出一组解就有很朴素的做法:除了正常dp之外,不断地复制状态,记录下状态来找到一组解。那么要找到所有解的交集,不妨每一次生成新解后与旧解再取一回交集即可。这个方法很朴素,复杂度O(n2v)O(n^2v)看看题目要求n<=200,v<=10000n<=200,v<=10000感觉也许可行,就算TLE,也只是因为差一个常数。这就是朴素的version 1,TLE。
那么看到version 1只TLE了一点点,为了拯救version 1,考虑一下version 1的瓶颈,在于状态复制的重复与每一次更新是空白区的浪费。加入两个优化,为了空白区不扫描,记录下上一回非空白区最大值下一次从这里开始扫描,这一个优化极其容易想到。至于对于bool数组记录状态的话,复制起来为了复制1 bit的信息,就是一个点的状态,复制了一个1 字节=8 bit的bool类型!而且取交集时候也与取按位与比浪费了很多,所以用位运算加速,这在version 1上可以改过来,附上version 2,(注意一些位操作函数一定要内联,否则开销令优化得不偿失)。结果AC了,早闻二进制加速黑科技,今日一用方知其之厉害。以后遇到大量复制bool数组可以用二进制加速,当然加速比一般在3-4,数量级差太多就无力回天了。
当然,本题是有数学方法的,不只计算可不可行,计算出可行解个数f(x)f(x),那么可以证明价值为v[i]v[i]的物品必须使用当且仅当
∑k>=0,k∗v[i]<=x(−1)kf(x−k∗v[i])=0\sum_{k>=0,k*v[i]<=x}(-1)^kf(x-k*v[i])=0
这是因为 f(y)=含v[i]拼出y的种数+不含v[i]拼出y的种数f(y)=含v[i]拼出y的种数+不含v[i]拼出y的种数
而 含v[i]拼出y的种数=不含v[i]拼出y−v[i]的种数含v[i]拼出y的种数=不含v[i]拼出y-v[i]的种数
从这个关系得到灵感写出上式,进而证明这个关系,这就是version 3。
version 1
Time Limit Exceeded 2100kB 1160ms 1004 B
#include<stdio.h> #include<algorithm> using namespace std; int n,x,num=0,max_j=0; int v[200]; bool must[10001][200],legal[10001]; bool first=true; int main() { scanf("%d%d",&n,&x); for (int i=0;i<n;i++) scanf("%d",&v[i]); sort(v,v+n); legal[0]=true; for (int i=0;i<n;i++) for (int j=max_j+v[i]>x?x:max_j+v[i];j>=v[i];j--) if (legal[j-v[i]]) { if (legal[j]) { for (int k=0;k<i;k++) must[j][k]&=must[j-v[i]][k]; } else { legal[j]=true; for (int k=0;k<i;k++) must[j][k]=must[j-v[i]][k]; must[j][i]=true; } max_j+=v[i]; } /* for (int j=0;j<=x;j++) { printf("%d:",j); for (int i=0;i<n;i++) if (must[j][i]) printf("%d ",v[i]); printf("\n"); } */ num=0; for (int i=0;i<n;i++) if (must[x][i]) num++; printf("%d\n",num); for (int i=0;i<n;i++) if (must[x][i]) if (first) { printf("%d",v[i]); first=false; } else printf(" %d",v[i]); printf("\n"); return 0; }
version 2
Accepted 7904kB 430ms 1063 B
#define L sizeof(int) #include<stdio.h> #include<algorithm> using namespace std; int n,x,num=0,max_j=0; int v[200]; int must[10000][200],legal[10000]; bool first=true; inline bool l(int k) { return legal[k/L]&(1<<(k%L)); } inline bool m(int j,int k) { return must[j][k/L]&(1<<(k%L)); } inline void mset(int j,int k,int value) { must[j][k/L]|=(value<<(k%L)); } int main() { scanf("%d%d",&n,&x); for (int i=0;i<n;i++) scanf("%d",&v[i]); sort(v,v+n); legal[0]=1; for (int i=0;i<n;i++) for (int j=max_j+v[i]>x?x:max_j+v[i];j>=v[i];j--) if (l(j-v[i])) { if (l(j)) { for (int k=0;k<=i/L+1;k++) must[j][k]&=must[j-v[i]][k]; } else { legal[j/L]|=(1<<(j%L)); for (int k=0;k<=i/L+1;k++) must[j][k]=must[j-v[i]][k]; mset(j,i,1); } max_j+=v[i]; } num=0; for (int i=0;i<n;i++) if (m(x,i)) num++; printf("%d\n",num); for (int i=0;i<n;i++) if (m(x,i)) if (first) { printf("%d",v[i]); first=false; } else printf(" %d",v[i]); printf("\n"); return 0; }
version 3
Accepted 256kB 0ms 597 B
#include<stdio.h> #include<algorithm> using namespace std; int n,x,num=0,s,check,v[200],f[10001],must[200]; int main() { scanf("%d%d",&n,&x); for (int i=0;i<n;i++) scanf("%d",&v[i]); sort(v,v+n); f[0]=1; for (int i=0;i<n;i++) for (int j=x;j>=v[i];j--) f[j]+=f[j-v[i]]; num=0; for (int i=0;i<n;i++) { s=1; check=0; for (int j=0;j*v[i]<=x;j++) { check+=s*f[x-j*v[i]]; s*=-1; } if (check==0) must[num++]=v[i]; } printf("%d\n",num); for (int i=0;i<num-1;i++) printf("%d ",must[i]); if (num) printf("%d\n",must[num-1]); else printf("\n"); return 0; }
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