做钢管网站宁波seo高级方法

好久不见，甚是想念，最近一直在看过河这道题（感觉最近脑子有点宕机QAQ），现在算是有点懂了，打算记录下这道又爱又恨的题。（如有错误欢迎大佬帮忙指出）

话不多说，直接看题：

类比分组背包，我们可以令f[i][j]表示前i个数能否组成j.

转移方程为：f[i][j]=f[i-1][j-x1^2]||f[i-1][j-x2^2]||....||f[i-1][j-xi^2]

现在我们考虑优化一下：

因为f[i][j]为bool类型，我们可以尝试用bitset优化一下。

我们每一行用bitset,然后用位运算实现（比正常平移优化约32倍）

f[i]=f[i-1]||f[i-1]<<(x[i]^2);(注意bitset最低位在最右边）

下面为AC代码：

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n;
bitset<1000100> f[110];
int main(){cin>>n;f[0][0]=1;for(int i=1;i<=n;i++){int l,r;scanf("%d%d",&l,&r);for(int k=l;k<=r;k++){f[i]|=f[i-1]<<(k*k);}}cout<<f[n].count();
}

接题：

类似爬楼梯，我们记f[i]为到i时最少踩的个数。如果，f[i]上有石子，那么f[i]=min(f[i-j])+1(j>=s&&j<=t).然后一看范围，空间与时间都不允许。

我们应该还记得上次背包用map存的情况，这是因为空间上有大量的冗余。

而在这一题上，我们发现相比于桥，石子特别小，也说明他们间的距离非常大.

于是我们进行状态压缩。

从这开始就困了我蛮久（还是自己太菜了QAQ）

首先按照上述过程我们顺利过了30，我们不妨先用自己测试输出一下具体的样子。

我们发现如果两个石子距离十分大，从某一个位置开始，dp的值都一样。

比赛时，直接压缩成一个不超范围的直接提交（如果是我的话，就直接赋一个2024）

当然，虽然规律很明显，但对于有”强迫症“的我来说还是有点难以接受，于是我们从感性与严格证明的角度来论证正确性。

我们不妨自己先画个数轴，我们以6/7举例。

很显然，越到后面，每一段逐渐重合，然后就连续了，因为没有石子，假设某一段的dp值不同（假设有3个不同的值），那么到了后面，对于每一个点，他的状态势必是在<=3个的不同的值里选min的，而3个不同的值中势必有最小的一个，越到后面，除了最小的其他2个一定会在过程中慢慢被舍弃，最终收敛于最小的值（当然，可能有无法到达的）。

总结一下，当两个石子离得比较远，那在中间的这一段，其实就是在经过上一个石子的更新后去不断地筛选出min然后就不变了，而我们要做的就是把不变的一段删掉）

可能有点抽象，那么我们来严格证一下：

首先，我们得知道一个结论：

在离一点oS(S−1)的位置其每一点都可以到（等会证）

然后请看分析：

因此，我们推出一个结论：

在离一点oS(S−1)的位置其每一点都可以到并且他们的dp值都一样。

接下来，我们就得到了压缩方法：

如果两个石子距离>s(s-1),那么就把他变成s(s-1)，这样就可以顺利通过了（注意，虽然这样石子后面的几个位置可能不准确，但是不妨碍求min的正确性，保险一点，可以再多空格，这样子每一个点的dp都是对的了）。

下面是对那个数学结论的证明：

我看网上很多是用Bezout's identity来证，我在这采用比较直观的方法（这里证s^2，比较粗略）：

下面给出AC代码（注意s==t的情况）：

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int l,s,t,m,ck[110],dp[100000],ze[110];
map<int,int> mp;
bool cmp(int a,int b){return a<b;
}
int main(){cin>>l>>s>>t>>m;memset(dp,0x3f,sizeof(dp));for(int i=1;i<=m;i++) scanf("%d",&ck[i]);if(s==t){int cnt=0;for(int i=1;i<=m;i++){if(ck[i]%s==0) cnt++;}cout<<cnt;return 0;}sort(ck+1,ck+m+1,cmp);int mm=s*s+10;ze[0]=0;for(int i=1;i<=m;i++){ze[i]=min(mm,ck[i]-ck[i-1])+ze[i-1];mp[ze[i]]=1;}ze[m+1]=min(mm,l-ck[m])+ze[m];dp[0]=0;for(int i=1;i<=ze[m+1]+t-1;i++){for(int j=s;j<=t;j++){if(i-j>=0){if(mp.count(i)==1) dp[i]=min(dp[i],1+dp[i-j]);else dp[i]=min(dp[i],dp[i-j]);}}}int ans=1000;for(int i=ze[m+1];i<=ze[m+1]+t-1;i++) ans=min(ans,dp[i]);cout<<ans;
}