bzoj上這道題是許可權題，然鵝我沒許可權
acwing上有：
對於普通的dp方程，很快可以寫出：
設句子長度的字首和為sum陣列,句子長度陣列為a陣列
dp[i]：以句子i結尾的最小不協調度 ， len ：標準長度
但很明顯這樣的時間複雜度是o(n^2) ,過不了
可以用決策單調性來優化dp
決策單調性的前提需要滿足四邊形不等式。
決策單調性大概就是假如dp[i]以dp[j]為最優決策更新**，則對於所有x>i,dp[x]的最優決策**》=j
先（粗略）的證明一下可以使用決策單調性。
先對式子變一下型，相同的湊一起：
則需要證明：
觀察val的形態，決定讓i相同的項相同的湊一起
式子變形：
展開，設val(i+1,j) = x val(i,j)= y
因為x>y，所以只需要證明
在t>0的地方單調遞增(ps：我上面的式子好像漏寫了絕對值符號qaq）
對其求導：
很明顯當p，t，c都大於0的時候式子大於0.
因為我使用的是優先佇列，所以還不需要二分尋找
而具體過程大概為：
使用（loc，l，r） 表示 l，r 區間的最優決策**dp[j] 的下標j=loc
一開始先插入(0,1,n)，然後for(int i=1;i<=n;i++)進行遍歷
對於每一次遍歷：
1.先排除過時決策，排除佇列左端(loc,i,j) 中j2.試取佇列左端作為dp[i]的最優選擇
3.取出隊尾，記為（locr,lr,rr)，然後以dp[i]更新決策，具體表現為：
if以dp[i]更新lr優於以dp[locr]來更新，那麼最右邊的決策就不要了
else if以dp[i]更新rr優於以dp[locr]來更新,就（看**，感覺不好說明。。）
else 二分查詢lr，rr，找出乙個點w使得小於w部分以dp[locr]更新更好，大於等於w部分以dp[i]來更新更好，然後修改rr=w-1
然後插入新決策
**：
#includeusing namespace std;
const int maxn = 1e5 + 7;
#define ld long double
int n, len, p;
int sum[maxn];
ld dp[maxn];
const ld ed = 1e18;
struct node q[maxn];
ld calc(int i, int j)
void insert(int i, int& l, int& r)
}q[r].r = ll - 1;
flag = ll;
}break;
} }if (flag != -1)
}int main()
int q_l = 1, q_r = 0;
q[++q_r].l = 1;
q[q_r].r = n;
q[q_r].loc = 0;
for (int i = 1; i <= n; i++)
if (dp[n] > ed)
else
cout << "--------------------" << endl;
} return 0;
}
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