題目傳送門:http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=4180
題目分析:別人眼中的好題,然而我覺得就是把SAM強套上另一個算法的題。
後綴自動機的特點使其能夠很好地解決本題,因爲它能夠識別原串的所有子串。如果從Root開始匹配模式串,而走到的當前狀態並不擁有模式串下一位的轉移,那麼原串便沒有這個子串。
接下來從靜態的問題開始考慮:假設已經給定了一個模式串,如何求出題目中最少的操作次數?做法是將模式串在SAM上貪心地向後匹配,出現空轉移時返回Root的對應兒子繼續匹配,並令操作數+1。爲什麼這樣最優呢?我們將模式串用XYZW表示,其中X,XY,ZW,YZW都是原串的子串。按照貪心的策略,應該從XY,ZW處斷開,變成兩個子串。而如果從X,YZW處斷開,最後一個子串就變長了。YZW存在的轉移ZW必然存在,而ZW卻有可能繼續向後匹配而YZW不能。所以貪心正確。
然後變爲動態的問題。假設當前節點P不存在c這個轉移,爲了方便我們將P轉移到根節點的c兒子,並令這條邊的代價爲1,代表操作數+1,其餘邊代價爲0。現在問題變成了:從Root出發,走N步,求最大的代價。
然而直接解決這個問題比較困難。我們發現這個新圖中權值爲0的邊很多,所以可以把一些無用的點刪掉,合併兩條邊,最後發現有用的點只有Root的A,B,C,D四個兒子。從A到C的邊長度爲新圖中從A向下走,走到某個擁有空轉移’C’的狀態的最短步數。然後這就濃縮成了一個4個點的完全圖。現在我們要走長度之和不超過N的邊,使得經過的邊數儘可能多。直接做依舊不好搞,可以二分答案mid,看走mid步經過的最小長度是多少。這可以用類似floyd的矩陣快速冪加速判斷。由於這題的時間主要來自SAM,所以時間爲 。
其實如果這題字符集再大一些的話,二分+矩乘的時間複雜度就會比較高。然而如果字符集比較大的話,似乎會很難出數據。可能這就是T中只有A,B,C,D的原因吧。
我本來以爲這題能1A,結果我還是太naive了。一開始BFS的隊列沒有開|T|的兩倍,RE了一次(SAM節點數爲串長的2倍);後來發現判斷mid的邊界沒有處理好;再後來我實在想不出有什麼問題,又檢查了一遍代碼,發現我的SAM居然建錯了?!總之4A,代碼還是寫得很快的。QAQ
CODE:
#include<iostream>
#include<string>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<cstdio>
#include<cstdlib>
#include<stdio.h>
#include<algorithm>
using namespace std;
const int maxn=100100;
const int maxc=4;
const long long oo=2e18;
typedef long long LL;
struct Tnode
{
int val;
bool vis;
Tnode *parent,*son[maxc];
} tree[maxn<<1];
Tnode *Root,*last;
int cur=-1;
struct mat
{
LL num[maxc][maxc];
} e;
int id;
Tnode *que[maxn<<1]; //!!!
int dep[maxn<<1]; //!!!
int tail;
char s[maxn];
int len;
LL n;
Tnode *New_node(int v)
{
cur++;
tree[cur].val=v;
tree[cur].parent=NULL;
for (int i=0; i<maxc; i++) tree[cur].son[i]=NULL;
return tree+cur;
}
void Build()
{
last=Root=New_node(0);
for (int i=1; i<=len; i++)
{
int to=s[i-1]-'A';
Tnode *NP=New_node(i),*P=last;
last=NP;
while ( P && !P->son[to] ) P->son[to]=NP,P=P->parent;
if (!P)
{
NP->parent=Root;
continue;
}
Tnode *Q=P->son[to];
if (P->val+1==Q->val) NP->parent=Q;
else
{
Tnode *NQ=New_node(P->val+1);
for (int i=0; i<maxc; i++) NQ->son[i]=Q->son[i];
NQ->parent=Q->parent;
Q->parent=NP->parent=NQ;
while ( P && P->son[to]==Q ) P->son[to]=NQ,P=P->parent; //!!!
}
}
}
void Bfs()
{
tail=1;
que[1]=Root->son[id];
que[1]->vis=true;
dep[1]=1;
for (int i=1; i<=tail; i++)
{
Tnode *P=que[i];
for (int j=0; j<maxc; j++)
if ( P->son[j] && !P->son[j]->vis )
P->son[j]->vis=true,que[++tail]=P->son[j],dep[tail]=dep[i]+1;
else e.num[id][j]=min(e.num[id][j],(long long)dep[i]);
}
}
mat Times(mat x,mat y)
{
mat z;
for (int i=0; i<maxc; i++)
for (int j=0; j<maxc; j++) z.num[i][j]=oo;
for (int i=0; i<maxc; i++)
for (int j=0; j<maxc; j++)
for (int k=0; k<maxc; k++)
z.num[i][j]=min(z.num[i][j],x.num[i][k]+y.num[k][j]);
return z;
}
mat Fast_power(LL x)
{
if (x==1) return e;
mat temp=Fast_power(x>>1);
temp=Times(temp,temp);
if (x&1) temp=Times(temp,e);
return temp;
}
bool Judge(LL mid)
{
//mid--;
mat temp=Fast_power(mid);
LL min_len=oo;
for (int i=0; i<maxc; i++)
for (int j=0; j<maxc; j++) min_len=min(min_len,temp.num[i][j]);
return (min_len<n); //!!!
}
LL Binary()
{
LL L=0,R=oo;
while (L+1LL<R)
{
LL mid=(L+R)>>1;
if ( Judge(mid) ) L=mid;
else R=mid;
}
return L+1LL;
}
int main()
{
freopen("4180.in","r",stdin);
freopen("4180.out","w",stdout);
scanf("%lld",&n);
scanf("%s",s);
len=strlen(s);
Build();
for (id=0; id<maxc; id++)
{
for (int i=0; i<=cur; i++) tree[i].vis=false;
for (int i=0; i<maxc; i++) e.num[id][i]=oo;
Bfs();
}
LL ans=Binary();
printf("%lld\n",ans);
return 0;
}