題目：
t1：赤裸裸的水題，直接高精度就行了。
t2：（這題本應放到3或4題上，可老師應該是故意放到這裡的吧）考試時我先想到的是貪心，隨後我又證明了我那種貪心是不可取的，可是我想都沒想下去，就認為這道題是dfs+記憶化了。所以，我就開始打記憶化了，可是題目的條件是100000*100000的，但如果開這麼大加上longint的範圍不用想都會爆空間，所以自以為是的我開到了8000*8000*longint…………然而……最後……提交上去……還是爆……空間……了。無奈的我決定一定要學會計算空間的方法：
1tb=1024gb
1gb=1024mb
1mb=1024kb
1kb=1024b
1b=8bit
先要清楚pascal各種型別的取值範圍以及所佔位元組了。
byte——0~255——1b
integer——-32768~32767——2b
longint——-2147483648~2147483647——4b
int64—— -2^63+1~2^63-1——8b
那麼考試中我定義的陣列是8000*8000的，再乘以乙個4=256000000b=250000kb，明顯超過了題目限制的128000kb，所以爆空間只能是吸取乙個教訓了，下次一定不能再犯。
現在說一下正解：其實也是貪心，如果是搜尋記憶化的只能得到50分，而貪心並不是按普通的那一種策略，而是要按二分的貪心策略。亦即，對於當前二分的答案mid，判斷mid是否可行，如果可行的話....不可行的話....，這些都很容易想到，舉例說明：
如樣例：
5 31
2 8 4 9
先排序：
5 3
1 2 4 8 9
則答案最短為1，最長為9-1=8，然後mid先等於(l+r) div 2=4
判斷當前從第i(i=1)個數開始的第j個數與第i個數的差達到mid，則把i更新為j，然後累加tot，j是乙個迴圈變數，從2~n。
然後當最後的tot>=c的時候則代表mid時間在這n個數里是可行的，但不一定是最優解，為了最優解，我們需要貪心的繼續往下二分，一些細節的地方就不說了，自己**一下吧。
t3：完全水題，赤裸裸的深搜，注意一下邊界和常數就行了。
t4：題目大意是指，對於兩個序列a,b，依次取a,b序列裡的數（題目中有先後順序）然後求乙個題目要求的最優值，這個最優值是指當前如果在取序列a，如果要轉移到序列b就要消耗一次轉移，總共有w次轉移（當w次轉移用盡時則不能取其他序列了），a,b兩序列總共有t個數，如何選擇轉移的時機使得取得的數最多。
根據這道題的資料範圍，我們可以看到，如果當我們使用搜尋的時候，大概只能得60分，而如果我們加上記憶化則能得大概80分，但是如果要滿分的話要使用動態規劃。
我們可以先看動態規劃題目的幾個特性——這道題擁有無後效性，亦即，對於1~i的乙個順序序列數的選擇不管如何，都不會對以後的選擇產生影響，所以就滿足了無後效性的原則。其次此問題具有最優子結構，也就是說，當前的第i個數，總會依賴前面i-1個數的最優值，來產生第i個值，也就是問題的最優解等於其子問題的最優解。
知道這道題可以用動態規劃的話，我們可以很容易想到用f[i,j]表示前i個數，總共移動j次的最優值。然後，我們這樣想——對於當前第i個數，我們只有可能在a樹上選數，或者在b樹上選數，而對於這兩種情況，所得的狀態也都兩種，第一種不移動，直接移動i-1次，在第..個樹上選數，第二種就是移動，移動i次，在第..個樹上選數。
設num1=1表示當前第i個數是第乙個樹上的——num2=0，num2亦然——num1=0.
狀態轉移方程：
if j mod 2=1 then
f[i,j]:=max(f[i-1,j-1]+num1,f[i-1,j]+num2)
else
f[i,j]:=max(f[i-1,j-1]+num2,f[i-1,j]+num1);
if a[i]=1 then f[i,0]:=f[i-1,0]+1 else f[i,0]:=f[i-1,0];最後輸出max即可。
當然，我們可以對其進行空間優化——我們看到，其實這裡表示的前i個數，是可以省略的，我們可以直接用f[i]表示移動i次所能獲得的最優值。
而邊界需有所改變，f[0]表示的必須是當前第列舉到i個數所產生的值，也就是需在動態規劃做出決策裡面來進行調整邊界， 不能在動態規劃之外的部分先把邊界算好。
其次動態轉移方程也變得簡略一些：
f[j]=+1 | j mod 2=a[i]-1
這裡的a[i]-1和j mod 2的關係，就不詳細講了，請自己**一下。
最後輸出max即可。
這樣優化之後空間複雜度就由原來的o(n·m)變成了o(m)，空間複雜度和程式設計複雜度都大大縮小了，而如果想縮小時間複雜度就可以在輸入的時候進行動規——這樣就三重提高了，可見動態規劃的優化是多麼重要，當資料極端化的時候往往能帶給不一樣的收穫。（二維也可以用滾動陣列）
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