解題思路：第一次做斜率優化dp,參考了部落格使原本o(n^2)的複雜度變成o(n)。看完部落格之後，看了一下**發現**中（yj-yk）/(xj-xk) <= sum[i]，只要碰到乙個不符合這個條件就用j來算dp[i]了。其實是這樣的，因為符合上面那個不等式，代表j在以後都會比k要優，所以可以把k去掉，但是一旦在j的時候不滿足這個等式，那麼維護時斜率本來就是遞增的，這意味著後面的點j'和k的斜率只會越來越大，更加滿足不了要求，還是k是最優的。這意味著k比它前面的要優，比它後面的點也要優。顧就是答案。
#include#include#include#include#define n 500009
using namespace std;
int sum[n],stk[n],dp[n];
int head,tail,m;
int getdp(int i,int j)
int getup(int j,int i)
int getdown(int j,int i)
int main()
head=tail=0;
stk[tail++]=0;
for(int i=1;i<=n;i++)
printf("%d\n",dp[n]);
} return 0;
}
hdu3507斜率優化dp
這題 n可能取500000，o n 2 就會超時吧，所有只能優化。注意到這題的動態規劃方程 dp i max dp j sum i sum j 2 m 化簡下得 dp i max dp j sum i 2 sum j 2 2 sum i sum j 無法直接用單調佇列優化，i和j不能分開。假設j比k...
HDU3507 斜率優化
r 題意 把n分成任意段 每段中連續 每一段代價 ci m 求總的最小代價 i l作為提醒自己的經驗題，即使再水也要記住坑點 其實是自己被坑的地方 斜率優化裸題 首先定義dp i 表示把前i個處理好的最小代價 dp i min 一看這個轉移就是n 2的，我們來搞成o n 的。h i m sum i ...
hdu 3507 斜率優化
我的第一道斜率優化。就這道題而言，寫出原始的方程 dp i min o n 2 的複雜度肯定超時，要麼優化轉移，要麼重寫方程。斜率優化的思想就是減少不必要的列舉 即不列舉肯定不會成為決策點的j 我們考慮兩個位置p 選擇q比選擇p優 當且僅當 dp q sum i sum q 2 m dp p sum...