我看正解好像是\(n^2\)的，可蒟蒻的我只能想到\(n^3\)，不過資料水，還是讓我卡過去了
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開始講演算法吧：設\(f[i][j]\)為等差數列最後一項為\(i\)，倒數第二項為\(j\)的方案數，這種狀態好像有點奇怪，但還是可以做滴。
狀態定義出來了，轉移就簡單了，三重迴圈暴力列舉，當\(a[i]-a[j]==a[j]-a[k]\)時，\(f[j][i]+=f[k][j]\)，最後統計答案，歐了。
#include#define re register
#define mod 998244353
using namespace std;
const int n=1005;
int n,a[n];
long long ans,f[n][n];
int main()
ans=(f[j][i]+ans)%mod;
} }printf("%lld",ans);
return 0;
}
這題就比較好玩了，想了十來分鐘，都只是乙個\(o(nws)\)時間複雜度的演算法，所以就只能想想優化了啦。
這題狀態比較好想，\(f[i][j]\)為放完了前\(i\)個後，鍋內還剩\(j\)個的耐久度最大值。同時轉移方程也比較簡單：
\(~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ f[i][j]=max~\)\(~+a[i]\times j\)
其中\(j-1\le k\le j+s-1\)
然後你就會發現，\(tle\)滿天飛。
#include#define re register
#define min(x,y) ((x)<(y)?(x):(y))
#define max(x,y) ((x)>(y)?(x):(y))
#define inf 1e18
using namespace std;
const int n=5555;
int n,w,s,st[n],l,r;
long long a[n],que[n],f[n][n],ans=-inf;
int main()
for(re int j=1;j<=min(w,i);j++)
}}// for(re int i=1;i<=n;i++)
// for(re int i=1;i<=w;i++)ans=max(ans,f[n][i]);
printf("%lld",ans);
return 0;
}
這題輸入給的是排好隊後的序列，因為不知道每個人是從哪邊插入的佇列，所以需要一維陣列表示插入方向。
因此，狀態就出來了，\(f[i][j][0/1]\)表示從\(i\)號位置至前\(j\)位的序列，且最後乙個人是從哪個方向插入的（\(0\)表示左，\(1\)表示右
所以狀態轉移方程就出來了：
\[f[i][j][1]+=f[i-1][j-1][1]~~~~ a[i]>a[i-1]
\]\[f[i][j][1]+=f[i-1][j-1][0]~~~~ a[i]>a[i-j+1]
\]\[f[i][j][0]+=f[i][j-1][0]~~~~ a[i-j+1]
\[f[i][j][0]+=f[i][j-1][1]~~~~ a[i-j+1]
要注意的一點是：在\(j=2\)時，\(i-1=i-j+1\),會重複加，所以要特判。
#include#define re register
#define mod 19650827
using namespace std;
const int n=1005;
int n,a[n],f[n][n][2],ans;
int main()
for(re int k=j;kf[j][i]=min(f[j][i],f[j][k]+f[k+1][i]);
} printf("%d",f[1][n]);
return 0;
}
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