学弟问我的一个题目,去年本来做过,但是做的稀里糊涂,今天拿出来重新推导了一遍,特记录于此。
题目链接:http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=2971
先假设a2 = t, 题目给定了递推关系:An = 2 * t * An-1 - An-2 (n > 2),初值A1 = 1, A2 = t;题目要求Sn = An ^ 2 + An-1 ^ 2 + ... + A1 ^ 2。
反复应用递推关系得到:
![](http://www.cppblog.com/images/cppblog_com/sdfond/formula1.gif)
然后Sn-1利用相同的方式展开,把4tAn-2An-3约去,得到:
![](http://www.cppblog.com/images/cppblog_com/sdfond/formula2.gif)
这样就比较容易得出Sn的通项:
![](http://www.cppblog.com/images/cppblog_com/sdfond/formula3.gif)
当初这个题目之所以没想到这种方法,就是因为一看到递推关系,就想着用一般解方程的方法去求解通项,思维被局限了,其实用简单的方式就可以推出来的。以后对于一个问题,应该从多个方面去想,不能想当然啊。想起最近看到的一段话,以此自勉:
正则表达式非常强大,但是它并不能为每一个问题提供正确的解决方案。你应该学习足够多的知识,以辨别什么时候它们是合适的,什么时候它们会解决你的问题,什么时候它们产生的问题比要解决的问题还要多。
一些人,遇到一个问题时就想:“我知道,我将使用正则表达式。”现在他有两个问题了。——Jamie Zawinski
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2010-03-12 13:06 sdfond 阅读(421) |
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Car sends me some links and data for my graduation project. It's time for me to work on it after two months vacation. I think this project is a bit difficult for me since I know little stuff about random fields. Anyway it's a good start for me, yeah, an old page has been turned over. A detailed plan will be released later on. I'm sure I'll make it!
BTW. My English sucks, I could hardly write a whole sentence:(
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2010-03-05 10:47 sdfond 阅读(178) |
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摘要: 话说ICPC的题目是越来越难,因为经典的算法大家都知道了,因此出题的方向只能是要么把模型隐藏的很深,要么就把一系列算法知识综合起来考察,这个时候分析问题的能力和灵活运用知识的能力就显得尤为重要。
polya定理在很久以前的ICPC题目中就已经出现过,不过那个时候大家对于置换群都了解不多,因此polya定理算是很生僻的一个东西。然而人类总是飞速的进步,现在互联网上铺天盖地的题解使得polya定理走出深闺,逐渐被广大acmer所熟知。但是魔高一尺道高一丈,出题人也逐渐把polya定理的题出得越来越难做,越来越不好想。
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2010-02-06 21:46 sdfond 阅读(5471) |
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【问题描述】
高斯消元法适用的两种情况为域上的问题和环上的问题。域上的问题就是可以通过加减乘除把系数阵化简成为对角线全1的形式,是允许有除法的,一般用于浮点数的高斯消元。而环上的问题一般涉及整数以及取模,除法是不允许的,此外环上的问题一般都要涉及高斯消元的一个比较难处理的问题:无穷解问题。
【问题分析】
首先考虑比较简单的环上的问题:模2问题,这类问题的经典代表是开关灯问题。其实这类问题可以允许除法(用异或代替),每次消元的时候如果出现不确定的变量,那么跳过当前列,保持行不变,继续消元。当消元过后会出现的问题是,如果系数阵的秩小于增光矩阵的秩,那么无解;或者不是所有的变量都已经取值,导致这个的原因一个是消元时出现全0列,一个是系数阵的秩等于增光矩阵的秩且小于未知数的个数,也就是出现无穷解。在模2域上出现无穷解的时候只需枚举每个不确定变元的值(0或1),一般是用来找到一个最优解。这里一个比较巧妙的方法是保留消元过程的对角矩阵,这样一旦确定了未知数,直接回带找解,无需重新建立方程。
模n域上的无穷解问题更为复杂一些。一个是变元的取值范围变大了(0到n-1,某些问题取值还会是负的),另一个问题是由于模n未必是素数,如果是素数存在解就一定唯一,不是素数的话会出现多组解,还得继续枚举才行。以几个题目为例:
POJ
2947 Widget
Factory:这是环上问题的基础版,考察了对于变元数和方程数不确定的时候对方程解数的判断方法。消元的过程还是很简单的,细节考虑清楚就可以了。
POJ
1395
Cog-Wheels:方程的建立很巧妙,由于数的范围很小(100以内),因此可以根据每个质因数的幂次建立方程!对每个轮子除以最小的那个数后就可以进行质因数分解,方程数很少;最后建立的是一个整系数方程。不过这里的问题是由于存在无穷解的情况,要搜索;而且变量的取值范围不太好把握,我是取增广阵的所有系数的最大值max,把枚举的界定在了|max|以内,有点像扩展欧几里德的思想,如果有x、y满足ax
+ by =
d,那么x上下浮动b个,y上下浮动a个依然方程成立。另外注意的是建立方程的时候会产生齐次方程,要特别判断一下。总而言之这个题目写起来很恶心,复杂度感觉巨高,但是实际运行速度很快。
POJ
2055 Kid's
Problem:这个题目BT程度又进了一步,是个模线性方程组,不仅可能存在无穷解,而且模不一定是素数,对于确定的变元取值也会很多,总之就是各种搜索。不过这个题目很无聊的一点是在消元过程中,之前我一直是取要消元的两个系数的最小公倍数,分别放大然后再减去,就像分数通分的做法,做其他的题目都没有问题(因为没有影响解的情况);但是这个题目这样居然会超时,当然不是超时在高斯消元的过程,而是之后枚举的过程。这个题目必须利用那种类似求gcd的方法,两个方程互相减来减去,因为这个题目数据取值范围太小了(20以内),因此这样做的复杂度也不高。这两种做法的唯一区别就是后者消元后的对角阵中,主对角线的系数很小(减来减去减得很小),而用“通分”的方法系数会保留为原系数(可能很大),虽然最后计算的结果完全相同,但是可能后者能够快速得到一个好的可行解,利用这个剪掉了不少冗余情况,而前者也许差了一些,就超时了。
Ural 1561 Winnie the
Pooh:应该是高斯消元问题的终极版本了,考察的是对高斯消元的理解(不过没有在方程的建立上设置太多的坎)。这个题目可以归结为包含若干操作的动态高斯消元问题:添加一个变元,添加一个方程,询问给定方程解的情况。因为不是询问方程组的解,而是询问方程的解,这样的话有可能虽然有多组解但是最后对应方程的值是相同的。我一开始采用枚举方程的取值判断有解的方法,超时了;后来改成出现不确定解的时候搜索判断解的情况,依然超时。这两种方法的复杂度都达到O(n
^
3)以上,所以需要好的办法。仔细思考之后发现,如果方程有解且唯一,那么它一定和已经存在的方程组(看成是向量)是线性相关的,这样的话可以每次添加方程都维护对角阵,对于一次询问,利用已有的方程组依次对给定的方程消元,到最后判断这个方程的系数是否全0,如果是的话解个模方程就行了,如果不是的话说明这个方程的取值会有很多种情况。每次添加方程都判断是否产生矛盾(无解),如果无解以后不再判断,一直输出无解。利用这种方式可以很快的处理查询,每次复杂度才O(n
^
2)。
【问题总结】
环上的高斯消元问题应用比较广泛,但是编码的复杂度也比较高。此外,不同的题目往往要求各异,因此也没有统一的模板,需要根据题目的要求来编写程序。通过以上几个题目的练习,对于高斯消元的求解已经没有太大的问题了。但是题目中方程的建立以及优化求解依然是难点,需要不断地积累和总结。
注:本文作于2009年7月3日20点整
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2010-02-06 18:07 sdfond 阅读(938) |
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【题目大意】
给定一个n*n的棋盘,求放置k个互不攻击的象的方法数。其中n <= 8,k <= n ^
2。
【题目分析】
对于棋盘放车问题可以用组合数学的知识来解决,但是对于含禁区的摆放问题,虽然组合数学给出了经典的棋盘多项式+容斥原理的解法,但是实际中棋盘多项式的求解是很困难的,因此一般需要借助状态压缩动态规划求解。
现在题目中要求出互不攻击的象的方法数,象的攻击路线是斜的,是不是可以考虑采用放车的方法来解呢?将棋盘黑白染色,如果一个象在黑色的格子里面,那么它一定不会攻击到白色的格子,这样的话可以分开计数,然后最后利用乘法原理加起来就行了。把棋盘旋转45度,这样象的攻击路线就是直的了,如果只考虑一种颜色的话,那么问题就转变成了经典的放车问题了,可以利用动态规划解决。
设dp[i][j]表示前i行放了j个车的方法数,c[i]表示第i行可以放置的棋子数量,那么转移方程为:
dp[i][j]
= dp[i-1][j] + dp[i-1][j-1] * (c[i] - (j -
1))
需要注意的是c数组应该是增序的,这样才能保证前面的j-1行放了车,对应这一行就有j-1个位置不可放了。
这个题目的dp方程不难想,但是如何把模型转化到放车问题是不容易想到的,尤其是将棋盘黑白染色后分开计数的想法,非常巧妙。
题目代码:
1 #include <iostream>
2 #include <algorithm>
3 using namespace std;
4 const int N = 70;
5
6 void init(int n, int c1[N], int c2[N])
7 {
8 memset(c1, 0, sizeof(int) * N);
9 memset(c2, 0, sizeof(int) * N);
10 for (int i = 1; i <= n; i++)
11 {
12 for (int j = 1; j <= n; j++)
13 {
14 if ((i + j) & 1)
15 c2[(i+j)/2]++;
16 else
17 c1[(i+j)/2]++;
18 }
19 }
20 }
21 void bishops(int n, int dp[N][N], int c[N])
22 {
23 for (int i = 0; i <= n; i++)
24 dp[i][0] = 1;
25 for (int i = 1; i <= n; i++)
26 for (int j = 1; j <= c[i]; j++)
27 dp[i][j] = dp[i-1][j] + dp[i-1][j-1] * (c[i] - j + 1);
28 }
29
30 int main()
31 {
32 int n, k, c1[N], c2[N], dp1[N][N], dp2[N][N], ans;
33
34 while (scanf("%d %d", &n, &k) == 2)
35 {
36 if (n == 0 && k == 0)
37 break;
38 init(n, c1, c2);
39 sort(c1 + 1, c1 + n + 1);
40 sort(c2 + 1, c2 + n);
41 memset(dp1, 0, sizeof(dp1));
42 memset(dp2, 0, sizeof(dp2));
43 bishops(n, dp1, c1);
44 bishops(n - 1, dp2, c2);
45 ans = 0;
46 for (int i = 0; i <= k; i++)
47 ans += dp1[n][i] * dp2[n-1][k-i];
48 printf("%d\n", ans);
49 }
50
51 return 0;
52 }
注:本文作于2009年6月23日 19点51分
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2010-02-06 17:58 sdfond 阅读(2212) |
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