一堆木頭棍子共有n根，每根棍子的長度和寬度都是已知的。棍子可以被一台機器乙個接乙個地加工。機器處理一根棍子之前需要準備時間。準備時間是這樣定義的：
第一根棍子的準備時間為1分鐘；
如果剛處理完長度為l，寬度為w的棍子，那麼如果下乙個棍子長度為li，寬度為wi，並且滿足l>＝li，w>＝wi，這個棍子就不需要準備時間，否則需要1分鐘的準備時間；
計算處理完n根棍子所需要的最短準備時間。比如，你有5根棍子，長度和寬度分別為(4, 9)，(5, 2)，(2, 1)，(3, 5)，(1, 4)，最短準備時間為2（按(4, 9)、(3, 5)、(1, 4)、(5, 2)、(2, 1)的次序進行加工）。
輸入格式：
第一行是乙個整數n(n<＝5000)，第2行是2n個整數，分別是l1，w1，l2，w2，…，ln，wn。l和w的值均不超過10000，相鄰兩數之間用空格分開。
輸出格式：
僅一行，乙個整數，所需要的最短準備時間。
輸入樣例#1：
54 9 5 2 2 1 3 5 1 4
輸出樣例#1：
2拿到這道題，第一思路：暴力，用騷操作優化一下，說不定會快的飛起呢！！！
但實際上，只要稍微一思考，就會發現這就是一道赤裸裸的dp啊。
我們進一步分析，會發現，要同時滿足l0>l1,w0>w1,就說明它有兩種屬性，傻子都看的出這題的貪心就是使序列滿足兩種屬性的同時，盡可能多的
找出最長上公升子串行，對不對？
同時又由於dilworth定理我們知道，同乙個序列裡，最長上公升子串行的個數就等於最長不上公升子串行的長度，所以我們又把問題裝換成了求最長不上公升子串行
我相信大家一定都會o（nlogn）演算法來求，對不對？
所以我在此不再贅述。
但是還有乙個問題，如何處理雙重屬性的問題，我們有乙個通用的方法，就是將其中的一重屬性排序，來求另一重的目標序列，這個東西啊，我講也講不清楚
自己多體會體會，再用一些騷操作，我相信你會明白的，對不對？
諾，下面是**（我用stl寫的）
#include#include#include
#include
#define maxn 5000+5
using
namespace
std;
intn,f[maxn];
struct
stacks[maxn];
bool cmp(const stack &a,const stack &b)
intmain()
else
}printf("%d
",len);
//長度即使答案。
return0;
}
我還是很蒟蒻的，所以如果有任何漏洞的話，還請讀者大老爺們指出qaq謝謝大家！……！
Dilworth定理證明
設偏序集s。s能劃分成的最少的全序集的個數為k，s的最大反鏈的元素個數為m。1.先證明k m。設反鏈a 假設k2.再證明k m。用第二數學歸納法。設全序集s中有m個元素。1 當m 0和m 1時，對於命題結論顯然成立。2 假設m設x為s中的乙個極大元。考慮s s 這個偏序集。由於 s 那麼對於任意乙個...
狄爾沃斯定理（Dilworth定理）
狄爾沃斯定理 dilworth s theorem 亦稱偏序集分解定理，是關於偏序集的極大極小的定理，該定理斷言 對於任意有限偏序集，其最大反鏈中元素的數目必等於最小鏈劃分中鏈的數目。此定理的對偶形式亦真，它斷言 對於任意有限偏序集，其最長鏈中元素的數目必等於其最小反鏈劃分中反鏈的數目，由偏序集p按...
飛彈攔截與Dilworth定理
這兩天被dilworth 鏈和反鏈搞到頭昏腦脹，終於有點眉目，現在來總結一下。dilworth定理說的是 對於乙個偏序集，其最少鏈劃分數等於其最長反鏈的長度。dilworth定理的對偶定理說的是 對於乙個偏序集，其最少反鏈劃分數等於其最長鏈的長度。dilworth定理先不證，有空再不上來，其對偶定理...