标签：iy right sumy sumx 题解 texttt chorus 合唱团 left
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题目
题意简述
给定 \(n\)，有 \(2n\) 个人排成两排，每个人有一个 \(\texttt{lvl}\) 值，第一排为 \(x_i\)，第二排为 \(y_i\)。
现在要求你给第一排的人与第二排的人配对，如果第一排种 \(i\) 与 第二排的 \(j\) 配对，那么第一排中的 \([1,i-1]\) 就不能与 第二排中的 \([j+1,n]\) 配对了（不能交叉）。
如果 \(i,j\) 配对，收益为 \(x_iy_j\)；对于每个没有配对的连续段，损失为这个连续段内所有人的 \(\texttt{lvl}\) 值的和的平方。
请你求出收益的最大值。
\(1\leq n\leq 10^3\)，\(0\leq\texttt{lvl}_i\leq 10^3\)。
题解
寻找配对的性质
配对不能交叉，所以我们可以想到配对一定会把没有配对的分成一段一段的，并且每一段中没有任何匹配。
考虑到 \(\texttt{lvl}\geq 0\) 和 \(f(x)=x^2\) 在 \(a,b\geq 0\) 时满足 \(f(a+b)\geq f(a)+f(b)\) 两个性质，我们不难发现，增加一组匹配，答案一定不会变劣。
因此最优解中，一定存在一种情况满足两个相邻的匹配之间，不可能既有 \(x\) 点，又有 \(y\) 点（可以形成新的匹配）。
动态规划
设 \(\texttt{sumx}_i=\sum\limits_{j=1}^ix_j\)，\(\texttt{sumy}_i=\sum\limits_{j=1}^iy_j\)。
设 \(f_{i,j}\) 表示，第一排处理到 \(i\)，第二排处理到 \(j\)，且 \(i,j\) 匹配的最大收益。为了方便，我们直接在两排后面添加两个 \(0\)，这样答案为 \(f_{n+1,n+1}\)。
那么我们考虑上一个匹配一定是 \((i-1,k)\) 或者 \((k,j-1)\)，轻松列出转移方程。
\[f_{i,j}=x_iy_j+\max\left\{\max_{k=1}^{j-1}\left\{f_{i-1,k}-(\texttt{sumy}_{j-1}-\texttt{sumy}_{k+1})^2\right\},\max_{k=1}^{i-1}\left\{f_{k,j-1}-(\texttt{sumx}_{i-1}-\texttt{sumx}_{k+1})^2\right\}\right\} \]直接动态规划的复杂度为 \(\Theta(n^3)\)。
斜率优化
直接做复杂度不对，我们又无法优化状态设计，就只能思考优化动态规划了。
我们分类讨论，先思考上一个匹配是 \((i-1,k)\) 的情况。
\[f_{i,j}=x_iy_j+\max_{k=1}^{j-1}\left\{f_{i-1,k}-(\texttt{sumy}_{j-1}-\texttt{sumy}_{k+1})^2\right\} \]发现式子中与 \(i\) 有关的值只有 \(i\) 和 \(i-1\)，我们考虑暂时视 \(i\) 为定值。
\[f_{i,j}=x_iy_j+\max_{k=1}^{j-1}\left\{f_{i-1,k}-(\texttt{sumy}_{j-1}-\texttt{sumy}_{k+1})^2\right\} \]暂时忽略 \(\max\)。
\[f_{i,j}=x_iy_j+f_{i-1,k}-(\texttt{sumy}_{j-1}-\texttt{sumy}_{k+1})^2 \]展开平方项
\[f_{i,j}=x_iy_j+f_{i-1,k}-\texttt{sumy}_{j-1}^2+2\texttt{sumy}_{j-1}\texttt{sumy}_{k+1}-\texttt{sumy}_{k+1}^2 \]观察到与 \(j\) 相关的项，与 \(k\) 相关的项，与 \(j,k\) 相关的项，不妨尝试斜率优化，整理。
\[\left(\texttt{sumy}_{k+1}^2-f_{i-1,k}\right)=\left(\texttt{sumy}_{j-1}\right)\left(2\texttt{sumy}_{k+1}\right)+\left(x_iy_j-\texttt{sumy}_{j-1}^2-f_{i,j}\right) \]设
\[\begin{cases} y=\texttt{sumy}_{k+1}^2-f_{i-1,k}\\ k=\texttt{sumy}_{j-1}\\ x=2\texttt{sumy}_{k+1}\\ b=x_iy_j-\texttt{sumy}_{j-1}^2-f_{i,j} \end{cases} \]我们发现，我们要求的就是 \(b\) 的最小值，斜率优化维护下凸包即可。
注意到 \(k,x\) 均随 \(j,k\) 单调不降，因此可以用单调队列维护下凸包。
我们同理处理出 \((k,j-1)\) 的情况的式子。
\[\left(\texttt{sumx}_{k+1}^2-f_{k,j-1}\right)=\left(\texttt{sumx}_{i-1}\right)\left(2\texttt{sumx}_{k+1}\right)+\left(x_iy_j-\texttt{sumx}_{i-1}^2-f_{i,j}\right) \]\[\begin{cases} y=\texttt{sumx}_{k+1}^2-f_{k,j-1}\\ k=\texttt{sumx}_{i-1}\\ x=2\texttt{sumx}_{k+1}\\ b=x_iy_j-\texttt{sumx}_{i-1}^2-f_{i,j} \end{cases} \]我们只需要维护 \(2n\)（也可以是 \(n+1\)）个凸包即可优化时间复杂度为 \(\Theta(n^2)\)。
参考程序
#pragma GCC optimize("Ofast")
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define reg register
typedef long long ll;
#define getchar() (p1==p2&&(p2=(p1=buf)+fread(buf,1,1<<21,stdin),p1==p2)?EOF:*p1++)
static char buf[1<<21],*p1=buf,*p2=buf;
inline int read(void){
reg char ch=getchar();
reg int res=0;
while(!isdigit(ch)) ch=getchar();
while(isdigit(ch)) res=10*res+(ch^'0'),ch=getchar();
return res;
}
inline ll max(reg ll a,reg ll b){
return a>b?a:b;
}
const int MAXN=1e3+5;
const ll inf=1e18;
const double eps=1e-6;
inline int sgn(reg double x){
if(fabs(x)<eps)
return 0;
else
return x<0?-1:1;
}
struct Vector{
ll x,y;
inline Vector(reg ll x=0,reg ll y=0):x(x),y(y){
return;
}
inline Vector operator+(const Vector& a)const{
return Vector(x+a.x,y+a.y);
}
inline Vector operator-(const Vector& a)const{
return Vector(x-a.x,y-a.y);
}
};
inline double cross(const Vector& a,const Vector& b){
return 1.0*a.x*b.y-1.0*a.y*b.x;
}
typedef Vector Point;
int n;
int x[MAXN],y[MAXN];
int sumx[MAXN],sumy[MAXN];
ll f[MAXN][MAXN];
int headr[MAXN],tailr[MAXN];
Point row[MAXN][MAXN];
int headc[MAXN],tailc[MAXN];
Point col[MAXN][MAXN];
inline Point getPointR(reg int i,reg int j){
return Point(2*sumy[j],1ll*sumy[j]*sumy[j]-f[i][j]);
}
inline ll getValR(const Point& p,reg int i,reg int j){
return -((p.y-p.x*sumy[j-1])-x[i]*y[j]+1ll*sumy[j-1]*sumy[j-1]);
}
inline Point getPointC(reg int i,reg int j){
return Point(2*sumx[i],1ll*sumx[i]*sumx[i]-f[i][j]);
}
inline ll getValC(const Point& p,reg int i,reg int j){
return -((p.y-p.x*sumx[i-1])-x[i]*y[j]+1ll*sumx[i-1]*sumx[i-1]);
}
int main(void){
reg int t=read();
while(t--){
n=read();
for(reg int i=1;i<=n;++i)
x[i]=read();
x[n+1]=0;
for(reg int i=1;i<=n;++i)
y[i]=read();
y[n+1]=0;
for(reg int i=1;i<=n+1;++i)
sumx[i]=sumx[i-1]+x[i],sumy[i]=sumy[i-1]+y[i];
for(reg int i=0;i<=n;++i)
headr[i]=tailr[i]=0,headc[i]=tailc[i]=0;
for(reg int i=0;i<=n+1;++i)
for(reg int j=0;j<=n+1;++j)
f[i][j]=-inf;
f[0][0]=0;
for(reg int i=1;i<=n+1;++i){
for(reg int j=1;j<=n+1;++j){
Point r=getPointR(i-1,j-1);
while(tailr[i-1]-headr[i-1]>1&&sgn(cross(row[i-1][tailr[i-1]-1]-row[i-1][tailr[i-1]-2],r-row[i-1][tailr[i-1]-2]))<=0)
--tailr[i-1];
row[i-1][tailr[i-1]++]=r;
while(tailr[i-1]-headr[i-1]>1&&sgn(row[i-1][headr[i-1]+1].y-row[i-1][headr[i-1]].y-1.0*sumy[j-1]*(row[i-1][headr[i-1]+1].x-row[i-1][headr[i-1]].x))<0)
++headr[i-1];
f[i][j]=max(f[i][j],getValR(row[i-1][headr[i-1]],i,j));
Point c=getPointC(i-1,j-1);
while(tailc[j-1]-headc[j-1]>1&&sgn(cross(col[j-1][tailc[j-1]-1]-col[j-1][tailc[j-1]-2],c-col[j-1][tailc[j-1]-2]))<=0)
--tailc[j-1];
col[j-1][tailc[j-1]++]=c;
while(tailc[j-1]-headc[j-1]>1&&sgn(col[j-1][headc[j-1]+1].y-col[j-1][headc[j-1]].y-1.0*sumx[i-1]*(col[j-1][headc[j-1]+1].x-col[j-1][headc[j-1]].x))<0)
++headc[j-1];
f[i][j]=max(f[i][j],getValC(col[j-1][headc[j-1]],i,j));
//printf("i=%d j=%d f=%lld\n",i,j,f[i][j]);
}
}
printf("%lld\n",f[n+1][n+1]);
fprintf(stderr,"%.3lf s\n",1.0*clock()/CLOCKS_PER_SEC);
}
return 0;
}
标签：iy,right,sumy,sumx,题解,texttt,chorus,合唱团,left 来源： https://www.cnblogs.com/Lu-Anlai/p/14883170.html
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