[CEOI2004]锯木厂选址
题面描述
传送门
思路
状态转移方程
t o t tot tot为所有树都运到山下锯木厂的费用, d i s dis dis为到山下锯木厂的距离, s s s为树的重量前缀和。
F i = min ( t o t − d i s j ∗ s j − d i s i ∗ ( s i − s j ) ) ( j < i ) F_i=\min(tot-dis_j*s_j-dis_i*(s_i-s_j))(j<i) Fi=min(tot−disj∗sj−disi∗(si−sj))(j<i)
不难理解, [ 1 , j ] [1,j] [1,j]的木头运到 j j j处锯木厂, [ j + 1 , i ] [j+1,i] [j+1,i]运到 i i i处锯木厂,剩余的运往山下锯木厂。
决策单调性
设
t o t − d i s j ∗ s j − d i s i ∗ ( s i − s j ) > t o t − d i s k ∗ s k − d i s i ∗ ( s i − s k ) ( j < k < i ) tot-dis_j*s_j-dis_i*(s_i-s_j)>tot-dis_k*s_k-dis_i*(s_i-s_k)(j<k<i) tot−disj∗sj−disi∗(si−sj)>tot−disk∗sk−disi∗(si−sk)(j<k<i)
化简
− d i s j ∗ s j + d i s i ∗ s j > − d i s k ∗ s k + d i s i ∗ s k -dis_j*s_j+dis_i*s_j>-dis_k*s_k+dis_i*s_k −disj∗sj+disi∗sj>−disk∗sk+disi∗sk
在未来状态 t t t,证明:
− d i s j ∗ s j + d i s t ∗ s j > − d i s k ∗ s k + d i s t ∗ s k -dis_j*s_j+dis_t*s_j>-dis_k*s_k+dis_t*s_k −disj∗sj+dist∗sj>−disk∗sk+dist∗sk
由 d i s t = d i s i + v a l ( v a l < 0 ) dis_t=dis_i+val(val<0) dist=disi+val(val<0),
− d i s j ∗ s j + ( d i s i + v a l ) ∗ s j > − d i s k ∗ s k + ( d i s i + v a l ) ∗ s k -dis_j*s_j+(dis_i+val)*s_j>-dis_k*s_k+(dis_i+val)*s_k −disj∗sj+(disi+val)∗sj>−disk∗sk+(disi+val)∗sk
仅需证明:
v a l ∗ s j > v a l ∗ s k val*s_j>val*s_k val∗sj>val∗sk
s j < s k s_j<s_k sj<sk
证毕。
踢队头
− d i s j ∗ s j + d i s i ∗ s j > − d i s k ∗ s k + d i s i ∗ s k -dis_j*s_j+dis_i*s_j>-dis_k*s_k+dis_i*s_k −disj∗sj+disi∗sj>−disk∗sk+disi∗sk
d i s j ∗ s j − d i s k ∗ s k < d i s i ∗ s j − d i s i ∗ s k dis_j*s_j-dis_k*s_k<dis_i*s_j-dis_i*s_k disj∗sj−disk∗sk<disi∗sj−disi∗sk
c a l c ( j , k ) = d i s j ∗ s j − d i s k ∗ s k s j − s k > d i s i calc(j,k)=\frac{dis_j*s_j-dis_k*s_k}{s_j-s_k}>dis_i calc(j,k)=sj−skdisj∗sj−disk∗sk>disi
k k k优于 j j j
即
c a l c ( q h e a d , q h e a d + 1 ) > d i s i calc(q_{head},q_{head+1})>dis_i calc(qhead,qhead+1)>disi
q h e a d + 1 q_{head+1} qhead+1优于 q h e a d q_{head} qhead,踢去 h e a d head head
维护一个 c a l c ( q h e a d , q h e a d + 1 ) < d i s i calc(q_{head},q_{head+1})<dis_i calc(qhead,qhead+1)<disi队列
同时我们可以发现, d i s i dis_i disi随 i i i增大而减小,那么 c a l c ( q h e a d , q h e a d + 1 ) calc(q_{head},q_{head+1}) calc(qhead,qhead+1)随 d i s i dis_i disi的减小, h e a d head head不断增大,而不断减小。
因此,队列维护的应该是一个上凸壳。
踢队尾
由于维护一个上凸壳,
所以
c a l c ( q t a i l − 1 , q t a i l ) > c a l c ( q t a i l , i ) calc(q_{tail-1},q_{tail})>calc(q_{tail},i) calc(qtail−1,qtail)>calc(qtail,i)
反之,
当
c a l c ( q t a i l − 1 , q t a i l ) ≤ c a l c ( q t a i l , i ) calc(q_{tail-1},q_{tail})\le calc(q_{tail},i) calc(qtail−1,qtail)≤calc(qtail,i)
踢去队尾。
AC code
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cmath>
#define ll long long
#define gc getchar()
using namespace std;
const int N=2e4+10;
inline void qr(ll &x)
{x=0;int f=1;char c=gc;while(c<'0'||c>'9'){if(c=='-')f=-1;c=gc;}while(c>='0'&&c<='9'){x=x*10+(c^48);c=gc;}x*=f;
}
inline void qw(ll x)
{if(x<0)x=-x,putchar('-');if(x/10)qw(x/10);putchar(x%10+48);
}
ll dis[N],s[N],tot,f[N];
int q[N],l,r;
inline double calc(int j,int k)
{return (double)(dis[j]*s[j]-dis[k]*s[k])/(s[j]-s[k]);
}
int main()
{int n;scanf("%d",&n);ll tot=0;for(int i=1;i<=n;i++)qr(s[i]),qr(dis[i]),s[i]+=s[i-1],tot+=s[i]*dis[i];for(int i=n;i>=1;i--)dis[i]+=dis[i+1];l=1;r=1;q[1]=0;ll ans=1e10;for(int i=1;i<=n;i++){while(l<r&&calc(q[l],q[l+1])>=dis[i])++l;ans=min(ans,tot-dis[q[l]]*s[q[l]]-dis[i]*(s[i]-s[q[l]]));while(l<r&&calc(q[r],i)>=calc(q[r-1],q[r]))--r;q[++r]=i;}qw(ans);puts("");return 0;
}
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