1、NOIP基础算法综合,第一部分,枚举策略,一、枚举法的基本思想,枚举法的基本思想是根据提出的问题枚举所有可能状态，并用问题给定的条件检验哪些是需要的，哪些是不需要的。能使命题成立，即为其解。枚举结构：循环+判断语句。,二、枚举法的条件:,虽然枚举法本质上属于搜索策略，但是它与后面讲的回溯法有所不同。因为适用枚举法求解的问题必须满足两个条件：可预先确定每个状态的元素个数n；状态元素a1，a2，an的可能值为一个连续的值域。,三、枚举法的框架结构,设ai1状态元素ai的最小值；aik状态元素ai的最大值(1in)，即a11a1a1k，a21a2a2k， ai1aiaik，an1anankfor a
2、1a11 to a1k do for a2a21 to a2k do for aiai1 to aik do for anan1 to ank do if 状态(a1，ai，an)满足检验条件 then 输出问题的解；,枚举法的优点由于枚举算法一般是现实生活中问题的“直译”，因此比较直观，易于理解；由于枚举算法建立在考察大量状态、甚至是穷举所有状态的基础上，所以算法的正确性比较容易证明。,枚举法的缺点枚举算法的效率取决于枚举状态的数量以及单个状态枚举的代价，因此效率比较低。,四、枚举法的优缺点,“直译”枚举：直接根据题意设定枚举对象、范围和约束条件。 注意认真审题，不要疏漏任何条件,例题1：砝
3、码称重(noip1996),【问题描述】设有1g、2g、3g、5g、10g、20g的砝码各若干枚（其总重=1000），求用这些砝码能称出不同的重量个数。【文件输入】输入1g、2g、3g、5g、10g、20g的砝码个数。【文件输出】输出能称出不同重量的个数。【样例输入】1 1 0 0 0 0【样例输出】3,【分析】根据输入的砝码信息，每种砝码可用的最大个数是确定的，而且每种砝码的个数是连续的，能取0到最大个数，所以符合枚举法的两个条件，可以使用枚举法。枚举时，重量可以由1g,2g,20g砝码中的任何一个或者多个构成，枚举对象可以确定为6种重量的砝码，范围为每种砝码的个数。判定时，只需判断这次得到
4、的重量是新得到的，还是前一次已经得到的，即判重。由于重量=1000g，所以，可以开一个a1001的数组来判重。,核心参考代码：,readln(a,b,c,d,e,f)for c1:=0 to a do /1g砝码的个数 for c2:=0 to b do /2g砝码的个数 for c3:=0 to c do /3g砝码的个数 for c4:=0 to d do /5g砝码的个数 for c5:=0 to e do /10g砝码的个数 for c6:=0 to f do /20g砝码的个数 begin sum:=0; for i:=1 to 6 do sum:=sum+ci*wi; asum:=
5、1; /标记 end;for i:=1 to 1000 do if ai=1 then inc(num); /统计不同重量的个数Writeln(num);,【问题描述】给你n根火柴棍，你可以拼出多少个形如“A+B=C”的等式？等式中的A、B、C是用火柴棍拼出的整数（若该数非零，则最高位不能是0）。用火柴棍拼数字0-9的拼法如图所示：注意： 1. 加号与等号各自需要两根火柴棍 2. 如果AB，则A+B=C与B+A=C视为不同的等式（A、B、C0） 3. n根火柴棍必须全部用上【输入】输入文件matches.in共一行，又一个整数n（n24）。【输出】输出文件matches.out共一行，表示能拼
6、成的不同等式的数目。,例题2：火柴棒等式（NOIP2008）,例题2：火柴棒等式（NOIP2008）,【问题简述】给你n(n=A，满足条件的A的最大取值为1111。所以枚举A和B的范围是从01111。,为了加快速度，可以将0到2222的所有整数需要的火柴棒数目提前算好保存在数组中。,五、枚举算法的优化,枚举算法的时间复杂度：状态总数*单个状态的耗时。,提取有效信息；减少重复计算；将原问题化为更小的问题；根据问题的性质进行截枝；引进其他算法,【例题3】给你n(n=105)个整数，然后要有m (m=105)个询问。每个询问两个整数i和j，问第i个数字到第j个数字所有数字之和。,【朴素算法】 rea
7、dln(n); for i:=1 to n do read(ai); for i:=1 to m do begin read(x,y); sum:=0; for j:=x to y do sum:=sum+aj; writeln(sum); end;时间复杂度为：O(nm),【优化算法】先递推计算出si=si-1+ai，再回答询问情况; readln(n); for i:=1 to n do统计求和 begin read(ai); si:=si-1+ai; end; for i:=1 to m do begin read(x,y); writeln(sy-sx-1); end;,【例题4】对于
8、给定的N*M的矩形，在其中找一个R*C的权值最大的区域, 1=N,M=1,000。,【算法一】：以每一个格子为左上角枚举R*C的区域，并求出它的权值之和。最后取其中的最大值。此算法包含4重循环。 时间复杂度：O(N4),【算法二】：我们设Si,j表示以(1,1)为左上角，(i,j)为右下角区域的权值之和，那么我们以(i,j)为右下角的R*C区域权值之和的计算公式为： Areai,j=Si,j+Si-R,j-C-Si-R,j-Si,j-C其中Si,j的计算公式为： Si,j=valuei,j+Si-1,j+Si,j-1-Si-1,j-1 你可以随手画图出来，很容易即可证明上面两个式子。最后取Ar
9、ea 中的最大值即可。 时间复杂度：O(N2),【例题5】最大连续子序列的和,【问题描述】给你一个有n(nmaxx then maxx:=sum; end;,【算法2：优化的枚举O(n2) s0:=0; for i:=1 to n do si:=si-1+ai;/初始化求和 maxx:=a1; for i:=1 to n do for j:=i to n do if sj-si-1maxx then maxx:=sj-si-1;时间复杂度：预处理+主程序=O(n+n2)=O(n2)，n=5000,【算法3】分治O(nlogn)、 最大连续子序列的位置有三种可能： 完全处于序列的左半； 完全处于
10、序列的右半； 跨越序列中间；,【算法4】DPO(n) 1、阶段和状态： 以第i个数结尾的最大连续子序列的和，只存在两种选择： 情形1：只包含ai 情形2：包含ai和以ai-1结尾的最大连续和序列 故设fi表示以ai结尾的最大连续子序列的和 2、状态转移方程： 转移方程：fi=maxai,fi-1+ai(2=i=n) 初始化：f1=a1 Answer=maxfi|1=ibest then best:=sum；/调整最优解 end;这个算法相当粗糙，枚举状态的费用为O(n6),2、从减少重复计算入手 有刚才一维情况可以推广到二维，在统计左上角为(x1,y1)右下角为(x2,y2)内矩形的元素之和时
11、，我们同样可以先初始化，计算出左上角为(1,1)，右下角为(x,y)内矩形的元素之和sxy。 for i:=1 to n do /枚举矩形右下角，求和 for j:=1 to n do begin read(ai,j); si,j:=si-1,j+si,j-1-si-1,j-1+ai,j; end;对于状态左上角为(x1,y1),右下角为(x2,y2)内矩形的元素之和，可以改为： sum:=sx2,y2-sx1-1,y2-sx2,y1-1+sx1-1,y1-1; if sumbest then best:=sum； /调整最优解由于先进行了预处理，整个算法的时间复杂度降为O(n4),3、提取恰
12、当的信息容易观察到，最大子矩阵问题是最大连续子序列和问题的提升，即将一条线换成一个面，将一维问题提升到二维问题。所以我们计算最大子矩阵的方法就是将一行行的数进行累加以求得最大值。但是还有一个问题，那就是应该如何高效地存储矩阵？我们可以想到：在一个一维的数列中，设数组bi表示从第1个元素到第i个元素的和，则如果想要求第i个元素到第j个元素的和，只需要计算bj-bi-1的值就行了。由此推广到二维矩阵，设bi,j表示矩阵第j列前i个元素的和，ai,j表示元素数据，则压缩存储： for i:=1 to n do for j:=1 to n do begin read(ai,j);bi,j:=bi-1,
13、j+ai,j;因此，我们可以使用三重循环求出所有的矩形值，即枚举起始行i和终止行j，压缩子矩形成为一行，变成一维求最大子段和问题。 即tk=max(tk-1,0)+bj,k-bi-1,k;时间复杂度为O(n3),0 -2 -7 0 2 -6 2-4 1 -4 1-1 8 0 -2,0 -2 -7 0 0 -13 25 1 -17 34 9 -17 1,核心代码 sum:=-99999999; /置初值 for i:=1 to n do /阶段:起始行 begin for j:=i to n do /状态:结束行 begin t1:=bj,1-bi-1,1; /初始化第1列的值 for k:=2
14、 to n do /决策:第几列 begin if tk-10 then tk:=tk-1+bj,k-bi-1,k else tk:=bj,k-bi-1,k; if tksum then sum:=tk; end; end; end; writeln(sum);,六、局部枚举,例题7：求第一、第二、第三最短路问题,例题8：新年好,重庆城里有n个车站，m条双向公路连接其中的某些车站。每两个车站最多用一条公路直接相连，从任何一个车站出发都可以经过一条或多条公路到达其他车站，但不同的路径需要花费的时间可能不同。在一条路上花费的时间等于路径上所有公路需要的时间之和。佳佳的家在车站1，他有五个亲戚，分别
15、住在车站a,b,c,d,e。过年了，他需要从自己的家出发，拜访每个亲戚（顺序任意），给他们送去节日的祝福。怎样走，才需要最少的时间？数据范围：n(n=50,000),m(mn0时,可以用等号(或大于号、小于号)将Hn与其前面的某些项Hi(0in)联系起来，这样的式子就叫做递推关系。如何建立递推关系递推关系有何性质如何求解递推关系,三、解决递推问题的一般步骤,建立递推关系式 确定边界条件 递推求解,四、递推的两种形式,顺推法和倒推法,五、递推的应用分类,一般递推问题 组合计数类问题 一类博弈问题的求解 动态规划问题的递推关系,例题1：faibonacci数列,【问题描述】已知faibonacci
16、数列的前几个数分别为0，1，1，2，3，5，编程求出此数列的第n项。（n=60）,（一）递推的应用（一般递推问题）,思考：当n=109时，如何求解?,（一）递推的应用（一般递推问题）,例题2：输出杨辉三角的前N行 【问题描述】输出杨辉三角的前N行(N10)。【文件输入】输入只有一行，包括1个整数N(N2)个盘子时，我们可以利用下列步骤：第一步：先借助3柱把1柱上面的n-1个盘子移动到2柱上，所需的 移动次数为f(n-1)。第二步：然后再把1柱最下面的一个盘子移动到3柱上，只需要1 次盘子。第三步：再借助1柱把2柱上的n-1个盘子移动到3上，所需的移动 次数为f(n-1)。由以上3步得出总共移动
17、盘子的次数为：f(n-1)+1+ f(n-1)。所以：f(n)=2 f(n-1)+1 hn=2hn-1+1 =2n-1 边界条件：h1=1,【扩展1】： Hanoi双塔问题,【扩展2】：四塔问题,【问题分析】令fi表示四个柱子时，把i个盘子从原柱移动到目标柱所需的最少移动次数。,j,第一步：先把1柱上的前j个盘子移动到另外其中一个非目标柱（2或3柱均可，假设移到2柱）上，此时3和4柱可以作为中间柱。移动次数为：fj。,第二步：再把原1柱上剩下的i-j个盘子在3根柱子（1、3、4）之间移动，最后移动到目标柱4上，因为此时2柱不能作为中间柱子使用，根据三柱问题可知，移动次数为：2(i-j)-1。,
18、第三步：最后把非目标柱2柱上的j个盘子移动到目标柱上，次数为：fj。,i,通过以上步骤我们可以初步得出： fi = 2*fj+2(i-j)-1,j可取的范围是1=ji，所以对于不同的j，得到的fi可能是不同的，本题要求最少的移动次数。,fi=min2*fj+2(i-j)-1，其中1=ji,【扩展3】：m塔问题,【问题分析】 设F(m,n)为m根柱子,n个盘子时移动的最少次数： 1、先把1柱上的前j个盘子移动到另外其中一个除m柱以外的非目标柱上，移动次数为：fm, j； 2、再把原1柱上剩下的n-j个盘子在m-1根柱子之间移动，最后移动到目标柱m上，移动次数为：fm-1, n-j； 3、最后把非
19、目标柱上的j个盘子移动到目标柱没柱上，移动次数为：fm, j。,F(m,n)=min2*F(m,j)+F(m-1,n-j) (1=jn),j,（一）递推的应用（一般递推问题）,例题4:数的计数 【问题描述】我们要求找出具有下列性质数的个数(包含输入的自然数n)，先输入一个自然数n(n1000)，然后对此自然数按照如下方法进行处理： (1)、不作任何处理； (2)、在它的左边加上一个自然数，但该自然数不能超过原数的一半； (3)、加上数后，继续按此规则进行处理，直到不能再加自然数为止；,方法1：用递推用hn表示自然数n所能扩展的数据个数，则： h1=1,h2=2,h3=2,h4=4,h5=4,
20、h6=6,h7=6,h8=10,h9=10。分析上数据，可得递推公式： hi=1+h1+h2+hi/2。时间复杂度O(n2)。,方法2：是对方法1的改进。我们定义数组s。 s(x)=h(1)+h(2)+h(x) =s(x-1)+h(x) =s(x-1)+s(x/2) h(x)=s(x)-s(x-1)=s(x/2) 此算法的时间复杂度可降到O(n)。,方法3：还是用递推。只要做仔细分析，其实我们还可以得到以下的递推公式： (1)当i为奇数时,h(i)=h(i-1); (2) 当i为偶数时,h(i)=h(i-1)+h(i/2);,【思考】 1.若n=10000怎么计算； 2.若n3-1和1-3-2
21、-1，共两种。,分析,设fi,k表示经过k次传到编号为i的人手中的方案数，传到i号同学的球只能来自于i的左边一个同学和右边一个同学，这两个同学的编号分别是i-1和i+1，所以可以得到以下的递推公式： fi,k=fi-1,k-1+fi+1,k-1 f1,k=fn,k-1+f2,k-1, 当i=1时 fn,k=fn-1,k-1+f1,k-1, 当i=n时 边界条件：f1,0=1；没传边界条件 answer=f1,m 传送m次后回到自己。,参考代码,readln(n,m); f1,0:=1; for k:=1 to m do begin f1,k:=f2,k-1+fn,k-1; for i:=2 t
22、o n-1 do fi,k:=fi-1,k-1+fi+1,k-1; fn,k:=fn-1,k-1+f1,k-1; end; writeln(f1,m);,（二）递推的应用（组合计数）,Catalan数例题7：凸n边形的三角形剖分在一个凸n边形中，通过不相交于n边形内部的对角线，把n边形拆分成若干三角形，不同的拆分数目用f(n)表之，f(n)即为Catalan数。例如五边形有如下五种拆分方案，故f(5)=5。求对于一个任意的凸n边形相应的f(n)。,分析:,设f(n)表示凸n边形的拆分方案总数。由题目中的要求可知一个凸n边形的任意一条边都必然是一个三角形的一条边，边P1Pn也不例外，再根据“不在
23、同一直线上的三点可以确定一个三角形”，只要在P2，P3，Pn-1点中找一个点Pk(1kn)，与P1、Pn 共同构成一个三角形的三个顶点，就将n边形分成了三个不相交的部分(如图)，我们分别称之为区域、区域、区域，其中区域必定是一个三角形，区域是一个凸k边形，区域是一个凸n-k+1边形，区域的拆分方案总数是f(k)，区域的拆分方案数为f(n-k+1)，故包含P1PkPn的n 边形的拆分方案数为f(k)*f(n-k+1)种，而Pk可以是P2，P3，Pn-1种任一点，根据加法原理，凸n边形的三角拆分方案总数为:,边界条件：f(2)=1,【扩展1】：二叉树数目【问题描述】：求n个结点能构成不同二叉数的数
24、目。,【问题分析】： 设F(n)为n个结点组成二叉树的数目。 容易知道：f(1)=1;f(2)=2,f(3)=5,选定1个结点为根，左子树结点的个数为i，二叉树数目f(i)种；右子树结点数目为n-i-1，二叉树数目f(n-i-1)种，i的可取范围0，n-1。所以有： 为了计算的方便：约定f(0)=1,【扩展2】：出栈序列【问题描述】：N个不同元素按一定的顺序入栈，求不同的出栈序列数目。,【问题分析】设f(n)为n个元素的不同出栈序列数目。 容易得出：f(1)=1；f(2)=2。 第n个元素可以第i(1=i=n)个出栈，前面已出栈有i-1个元素，出栈方法：f(i-1)；后面出栈n-i 个元素，出
25、栈方法为：f(n-i)。所以有： 初始条件： F(0)=1,（二）递推的应用（组合计数）,例题10：错排问题（经典问题）n个数，分别为1n，排成一个长度为n的排列。若每一个数的位置都与数的本身不相等，则称这个排列是一个错排。例如，n=3，则错排有2 3 1、3 1 2。编写程序，求n的错排个数,分析,我们设k个元素的错位全排列的个数记做：f(k)。四个元素的错位排列f(4)我们用穷举法可以找到如下9个： (4,3,2,1);(3,4,1,2);(2,1,4,3) (4,3,1,2);(2,4,1,3);(2,3,4,1) (4,1,2,3);(3,4,2,1);(3,1,4,2)它们有什么规律
26、呢？,通过反复的试验，我们发现事实上有两种方式产生错位排列：,A、将k与(1，2，k-1)的某一个数互换，其他k-2个数进行错排，这样可以得到(k-1)f(k-2)个错位排列。,B、另一部分是将前k-1个元素的每一个错位排列(有f(k-1)个)中的每一个数与k互换，这样可以得到剩下的(k-1)f(k-1) 个错位排列。,根据加法原理，我们得到求错位排列的递推公式f(k):,f(k)=(k-1)*(f(k1)+f(k2),分析,（二）递推的应用（组合计数）,例题11：编码问题【问题描述】编码工作常被运用于密文或压缩传输。这里我们用一种最简单的编码方式进行编码：把一些有规律的单词编成数字。字母表中
27、共有26个小写字母a,b,c.,z。这些特殊的单词长度不超过6且字母按照升序排列。把所有这样的单词放在一起，按字典顺序排列，一个单词的编码就对应着它在字典中的位置，例如：a-1;b-2;z-26;ab-27;ac-28;你的任务就是对于所给的单词，求出它的编码。,（二）递推的应用（组合计数）,例题12：2k进制数（NOIP2006） 见word文档,（三）递推的应用（博弈问题）,例题13：走直线棋问题。有如下所示的一个编号为到的方格： 现由计算机和人进行人机对奕，从到，每次可以走个方格，其中为集=a1,a2, a3,.am中的元素(m=4)，规定谁最先走到第n格为胜，试设计一个人机对奕方案，摸
28、拟整个游戏过程的情况并力求计算机尽量不败。,分析,题设条件：若谁先走到第N格谁将获胜，例如，假设S=1,2，从第N格往前倒推，则走到第N-1格或第N-2格的一方必败，而走到第N-3格者必定获胜，因此在N，S确定后，棋格中每个方格的胜、负或和态（双方都不能到达第N格）都是可以事先确定的。将目标格置为必胜态，由后往前倒推每一格的胜负状态，规定在自己所处的当前格后，若对方无论走到哪儿都必定失败，则当前格为胜态，若走后有任一格为胜格，则当前格为输态，否则为和态。,分析,设1表示必胜态，-1表示必败态，0表示和态或表示无法到达的棋格。 例如，设N10，S1,2，则可确定其每个棋格的状态如下所示： 而N1
29、0，S2,3时，其每格的状态将会如下所示： 有了棋格的状态图后，程序应能判断让谁先走，计算机选择必胜策略或双方和（双方均不能到达目标格）的策略下棋，这样就能保证计算机尽可能不败。,（四）递推的应用（动态规划中的递推）,例题14：最小伤害 把儿站在一个N x N的方阵中最左上角的格子里。他可以从一个格子走到它右边和下边的格子里。每一个格子都有一个伤害值。他想在受伤害最小的情况下走到方阵的最右下角。,分析,Fi,j：设走到(i,j) 这格的最小伤害值,aij表示(i,j)这格的伤害值。Fi,j=min(fi-1,j,fi,j-1)+ai,j边界条件：f1,1=a1,1 fi,1=fi-1,1+ai,1(2=i=n) f1,i=f1,i-1+a1,i(2=imax then max:=j; end;end;,起始状态就是调用findmax(1,max),而像上述过程中的变参max完全可以省略。将上述方法修改可得下面的算法：Procedure findmax(i:integer);begin if i=n then exit else begin findmax(i+1); if aimax then max:=ai; end;end;,
