BZOJ1492:[NOI2007]貨幣兌換
【問題描述】
小Y最近在一家金券交易所工作。該金券交易所只發行交易兩種金券:A紀念券(以下簡稱A券)和B紀念券(以下簡稱B券)。每個持有金券的顧客都有一個自己的 帳戶。金券的數目可以是一個實數。每天隨着市場的起伏波動,兩種金券都有自己當時的價值,即每一單位金券當天可以兌換的人民幣數目。我們記錄第K天中A券 和B券的價值分別爲AK和BK(元/單位金券)。
爲了方便顧客,金券交易所提供了一種非常方便的交易方式:比例交易法。
比例交易法分爲兩個方面:
a)賣出金券:顧客提供一個[0,100]內的實數OP作爲賣出比例,其意義爲:將OP%的A券和OP%的B券以當時的價值兌換爲人民幣;
b)買入金券:顧客支付IP元人民幣,交易所將會兌換給用戶總價值爲IP的金券,並且,滿足提供給顧客的A券和B券的比例在第K天恰好爲RateK;
例如,假定接下來3天內的Ak、Bk、RateK的變化分別爲:
時間 | ak | bk | rk |
---|---|---|---|
第一天 | 1 | 1 | 1 |
第二天 | 1 | 2 | 2 |
第三天 | 2 | 2 | 3 |
假定在第一天時,用戶手中有100元人民幣但是沒有任何金券。
用戶可以執行以下的操作:
時間 | 用戶操作 | 人民幣(元) | A券的數量 | B券的數量 |
---|---|---|---|---|
開戶 | 無 | 100 | 0 | 0 |
第一天 | 買入100元 | 0 | 50 | 50 |
第二天 | 賣出50% | 75 | 25 | 25 |
第二天 | 買入60元 | 15 | 55 | 40 |
第三天 | 賣出100% | 205 | 0 | 0 |
注意到,同一天內可以進行多次操作。
小Y是一個很有經濟頭腦的員工,通過較長時間的運作和行情測算,他已經知道了未來N天內的A券和B券的價值以及Rate。他還希望能夠計算出來,如果開始時擁有S元錢,那麼N天后最多能夠獲得多少元錢。
【輸入格式】
第一行兩個正整數N、S,分別表示小Y能預知的天數以及初始時擁有的錢數。接下來N行,第K行三個實數AK、BK、RateK,意義如題目中所述。
【輸出格式】
只有一個實數MaxProfit,表示第N天的操作結束時能夠獲得的最大的金錢數目。答案保留3位小數。
【輸入樣例】
3 100
1 1 1
1 2 2
2 2 3
【輸出樣例】
225.000
【樣例說明】
時間 | 用戶操作 | 人民幣(元) | A券的數量 | B券的數量 |
---|---|---|---|---|
開戶 | 無 | 100 | 0 | 0 |
第一天 | 買入100元 | 0 | 50 | 50 |
第二天 | 賣出100% | 150 | 0 | 0 |
第二天 | 買入150元 | 0 | 75 | 37.5 |
第三天 | 賣出100% | 225 | 0 | 0 |
【數據規模和約定】
輸入第一行兩個正整數N、S,分別表示小Y能預知的天數以及初始時擁有的錢數。接下來N行,第K行三個實數AK、BK、RateK,意義如題目中所述。對於100%的測試數據,滿足:0<AK≤10;0<BK≤10;0<RateK≤100;MaxProfit≤10^9。
【提示】
1.輸入文件可能很大,請採用快速的讀入方式。
2.必然存在一種最優的買賣方案滿足:
每次買進操作使用完所有的人民幣;
每次賣出操作賣出所有的金券。
【解題思路】
有點貪心的想法:一有虧損就不去碰,一有利益就去全佔。這必然導致要不全部賣出,要不全部買入。
①CDQ分治+斜率優化DP
O(N^2)的DP很好想。F[n]表示到第n天,沒有金券可以得到的最大價值。
X[n]表示第n天的錢買金券可以得到的A劵數目;
Y[n]表示第n天的錢買金券可以得到的B劵數目;
假如X[j]<X[k],並且k比j優。那麼
轉化一下式子:
如果k比j優,則slop(j,k)>-A[n]/B[n]
單調隊列加入F[i]時,當slop(q[qe-1],q[qe])<slop(q[qe],i),那麼q[qe]是沒必要存的。
假如-A[n]/B[n]是從大到小的。
∵若slop(q[qe],i)>-A[n]/B[n],則i比q[qe]優,剔除q[qe]。
若slop(q[qe],i)<-A[n]/B[n],則q[qe]比i優,但slop(q[qe-1],q[qe])<-A[n]/B[n],q[qe-1]比q[qe]優,剔除q[qe]。
但這不能直接用斜率優化。X[i]和-A[i]/B[i]不一定同時有序。
CDQ分治可以很好的解決這一問題。
CDQ(L,R)表示處理id爲L到R的F[]。
先按-A[i]/B[i]從大到小排序。
CDQ(1,n)
1、處理id在L~Mid的F[i],CDQ(L,Mid)
2、用id在L~Mid的F[i],更新id在Mid+1~R的F[i]。
有可能對於F[i],最優解在F[j]處取得(Mid+1≤i≤N,1≤j≤Mid)
(因爲L~Mid的X[i]是有序的,Mid+1~R的-A[i]/B[i]是有序的,滿足斜率優化的條件)
3、處理id在Mid+1~R的F[i],CDQ(Mid+1,R)。
有可能對於F[i],最優解在F[j]處取得(Mid+1≤i≤N,Mid+1≤j<i)
4、對id在L~R,按X[i]從小到大排序(類似歸併)。
【代碼】
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<cstring>
#include<cmath>
using namespace std;
const int N=100010;
const double inf=1e20;
const double eps=1e-8;
double f[N];
struct data
{
double x,y,a,b,k,r;
int id;
} p[N],t[N];
int n,qe,q[N];
double slop(int a,int b)
{
if(!b) return -inf;
if(fabs(p[a].x-p[b].x)<eps) return inf;
return ((p[b].y-p[a].y)/(p[b].x-p[a].x));
}
bool cmp(data A,data B) { return (A.k>B.k); }
void CDQ(int L,int R)
{
if(L==R)
{
f[L]=max(f[L],f[L-1]);
p[L].y=f[L]/(p[L].a*p[L].r+p[L].b);
p[L].x=p[L].y*p[L].r;
return;
}
int Mid=(L+R)>>1;
int l1=L,l2=Mid+1; int h=1;
for(int i=L;i<=R;i++)
if(p[i].id<=Mid) t[l1++]=p[i]; else t[l2++]=p[i];
for(int i=L;i<=R;i++) p[i]=t[i];
CDQ(L,Mid);
qe=0;
for(int i=L;i<=Mid;i++)
{
while(qe>1 && slop(q[qe-1],q[qe])<slop(q[qe],i)+eps) qe--;
q[++qe]=i;
}
q[++qe]=0;
for(int i=Mid+1;i<=R;i++)
{
while(h<qe && slop(q[h],q[h+1])+eps>p[i].k) h++;
f[p[i].id]=max(f[p[i].id],p[q[h]].x*p[i].a+p[q[h]].y*p[i].b);
}
CDQ(Mid+1,R);
l1=L; l2=Mid+1;
for(int i=L;i<=R;i++)
{
if(((p[l1].x<p[l2].x || (fabs(p[l1].x-p[l2].x)<eps && p[l1].y<p[l2].y)) || l2>R) && l1<=Mid) t[i]=p[l1++];
else t[i]=p[l2++];
}
for(int i=L;i<=R;i++) p[i]=t[i];
}
int main()
{
freopen("cash.in","r",stdin);
freopen("cash.out","w",stdout);
scanf("%d%lf",&n,&f[0]);
for(int i=1;i<=n;i++)
{
scanf("%lf%lf%lf",&p[i].a,&p[i].b,&p[i].r);
p[i].id=i; p[i].k=-p[i].a/p[i].b;
}
sort(p+1,p+1+n,cmp);
CDQ(1,n);
printf("%.3lf\n",f[n]);
return 0;
}
②splay動態維護凸包
轉化一下式子:
其實就是使一次函數的截距最大(B[N]爲定值,不用理)。
相當於一條斜率爲-A[n]/B[n]的直線從上往下掃,碰到的第一個點(Xj,Yj)就是最優解(j<n)
只需要維護一個凸包就行了,最優解只可能在凸包上,凸包內的點不會影響答案。
記得特判……
【代碼】
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<algorithm>
using namespace std;
const double eps=1e-8;
const double inf=1e9;
const int N=100010;
int n,root;
double f[N],A[N],B[N],r[N],X[N],Y[N];
double lk[N],rk[N];
int fa[N],ch[N][2],D[N];
int son(int x) { return (ch[fa[x]][1]==x); }
void rotate(int x)
{
int y=fa[x],z=son(x);
fa[x]=fa[y];
if(fa[y]) ch[fa[y]][son(y)]=x;
if(ch[x][1-z]) fa[ch[x][1-z]]=y;
fa[y]=x; ch[y][z]=ch[x][1-z]; ch[x][1-z]=y;
}
void splay(int x,int y)
{
for(;fa[x]!=y;)
{
if(fa[fa[x]]!=y)
(son(x)==son(fa[x]))?rotate(fa[x]):rotate(x);
rotate(x);
}
if(!y) root=x;
}
double getk(int i,int j)
{
if(fabs(X[j]-X[i])<eps) return -inf;
return((Y[j]-Y[i])/(X[j]-X[i]));
}
int pre(int x)
{
int y=ch[x][0],z=x;
for(;y;) if(getk(y,x)<=lk[y]+eps) z=y,y=ch[y][1]; else y=ch[y][0];
return z;
}
int suc(int x)
{
int y=ch[x][1],z=x;
for(;y;) if(getk(x,y)+eps>=rk[y]) z=y,y=ch[y][0]; else y=ch[y][1];
return z;
}
void inse(int &v,int f,int id)
{
if(!v) { v=id; fa[v]=f; splay(v,0); return; }
if(X[id]<=X[v]+eps) inse(ch[v][0],v,id); else inse(ch[v][1],v,id);
}
int find(int v,double k)
{
if(!v) return 0;
if(lk[v]+eps>=k && k+eps>=rk[v]) return v;
if(k>lk[v]) return find(ch[v][0],k); else return find(ch[v][1],k);
}
void updata(int x)
{
splay(x,0);
if(ch[x][0])
{
int lef=pre(x); splay(lef,x); ch[lef][1]=0;
lk[x]=rk[lef]=getk(lef,x);
} else lk[x]=inf;
if(ch[x][1])
{
int rig=suc(x); splay(rig,x); ch[rig][0]=0;
lk[rig]=rk[x]=getk(x,rig);
} else rk[x]=-inf;
if(lk[x]<=rk[x]+eps)
{
root=ch[x][0]; ch[root][1]=ch[x][1];
fa[ch[x][1]]=root; fa[x]=0;
rk[root]=lk[ch[root][1]]=getk(root,ch[root][1]);
}
}
int main()
{
freopen("cash.in","r",stdin);
freopen("cash.out","w",stdout);
scanf("%d%lf",&n,&f[0]);
for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%lf%lf%lf",&A[i],&B[i],&r[i]);
root=0;
for(int i=1;i<=n;i++)
{
double yu=-A[i]/B[i];
int now=find(root,yu);
f[i]=max(f[i-1],X[now]*A[i]+Y[now]*B[i]);
Y[i]=f[i]/(r[i]*A[i]+B[i]);
X[i]=Y[i]*r[i];
inse(root,0,i);
updata(i);
}
printf("%.3lf\n",f[n]);
return 0;
}