P2458 [SDOI2006]保安站崗 題解
阿新 • • 發佈:2020-07-20
P2458 [SDOI2006]保安站崗 題解
間隙(原題面)
- 前排宣告:蒟蒻剛學OI沒多久,講的可能比較囉嗦,望見諒
大致題意
給一顆樹,每個點都可以花費一定的價格來放置一名"保安"
每個保安都可以看管他本身所在的點和所有與他所站的點相鄰的點
求:看管所有點所需要的最小花費
分析
樹形dp。
先來說一種錯誤的做法,也是我一開始想到的做法
每個點都有"放置"和"不放置"兩種選擇
設\(dp[i][0]\)為第\(i\)個點"不放置"保安所需要的最小花費
\(dp[i][1]\)為第\(i\)個點“放置”保安所需要的最小花費
如果第\(i\)個點"放置"了保安
那它的下一個節點則可以選擇"放或不放"兩種決策
反之,下一個節點必須都"放置"一名保安
很明顯是錯的
放張圖應該就明白了
(下一個節點不一定要由父親或自己來看管,也可以由自己的"兒子"來看管)
也就是說,每個點的看管物件都有:
- 自己
- 父親
- 兒子
三種可能
如何轉移
設\(dp[i][0]\)為該點由自己看管所產生的最有解
\(dp[i][1]\)為該點由父親看管所產生的最優解
\(dp[i][2]\)為該點由兒子看管所產生的最優解
- 1.由“自己”看管
自己的位置上已經"放置了"一個點
那麼它的所有兒子就都會被自己所"看管"住
顯然兒子可以選擇任意一種決策
- 得到轉移方程:\(dp[i][0]=\sum min(dp[son][0],dp[son][1],dp[son][2])+w[i]\)
(\(w[i]\)為父親節點"放置"守衛所需要的價值)
- 2.由“父親”看管
自己由父親看管,說明自己所在的點上未"放置"門衛,那兒子肯定只能由自己的兒子看管或由自己看管
-
得到方程:\(dp[i][1]=\sum min(dp[son][0],dp[son][2])\)
-
3.由“兒子”看管
(圖中紅藍分別為兩種可能情況)
既然是由自己的兒子看管
兒子的決策也有兩種可能
1.由兒子的"兒子"看管
2.由自己看管
- 得到方程:\(dp[i][2]=\sum min(dp[son][2],dp[son][0])\)
有一種極端情況,如果全部都選了\(dp[son][2]\)
"自己"就會產生無人看管的情況
因此要在這裡加一個小特判,具體程式碼裡有解釋
這裡做了個簡陋的gif,不懂的可以結合程式碼看一下
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int MAXN = 1510;
int n,dp[MAXN][4],w[MAXN];
int is_head[MAXN];
vector <int> son[MAXN];
void dfs(int x){
bool is_cs = false;//用來判斷有無極端情況
int minn = 0x3ffffff;//用來求極端情況的最小值
dp[x][0] = w[x];
for(int i=0;i<son[x].size();i++){
int v = son[x][i];
dfs(v);
dp[x][0]+=min(min(dp[v][0],dp[v][1]),dp[v][2]);//由自己看守
dp[x][1]+=min(dp[v][2],dp[v][0]);//由父親看守
//由兒子看守 ↓
if(dp[v][0]<dp[v][2]){
dp[x][2]+=dp[v][0];//如果兒子放置守衛花費的錢更少,那就直接在兒子的點上放置一個守衛
is_cs=true;//既然兒子的位置上已經放置守衛了,無極端情況存在
}
else{//否則在兒子的兒子上放置守衛
minn = min( minn , dp[v][0]-dp[v][2]);//計算最小所需值
dp[x][2]+=dp[v][2];
}
}
if(!is_cs) dp[x][2]+=minn;//如果存在極端情況,則加上差值,相當於是消掉dp[-][2],加上dp[-][0]
}
int main(){
cin>>n;
for(int i=1;i<=n;i++){
int u,m;
scanf("%d%d",&u,&m);
w[u]=m;
int k;
scanf("%d",&k);
for(int i=1;i<=k;i++){
int v;
scanf("%d",&v);
is_head[v]++;
son[u].push_back(v);
}
}
for(int i=1;i<=n;i++){
if(!is_head[i]){
dfs(i);
cout<<min(dp[i][0],dp[i][2]);
return 0;
}
}
}