原题链接:2312. 卖木头块
题目描述:
给你两个整数 m
和 n
,分别表示一块矩形木块的高和宽。同时给你一个二维整数数组 prices
,其中 prices[i] = [hi, wi, pricei]
表示你可以以 pricei
元的价格卖一块高为 hi
宽为 wi
的矩形木块。
每一次操作中,你必须按下述方式之一执行切割操作,以得到两块更小的矩形木块:
- 沿垂直方向按高度 完全 切割木块,或
- 沿水平方向按宽度 完全 切割木块
在将一块木块切成若干小木块后,你可以根据 prices
卖木块。你可以卖多块同样尺寸的木块。你不需要将所有小木块都卖出去。你 不能 旋转切好后木块的高和宽。
请你返回切割一块大小为 m x n
的木块后,能得到的 最多 钱数。
注意你可以切割木块任意次。
输入输出描述:
示例 1:
输入:m = 3, n = 5, prices = [[1,4,2],[2,2,7],[2,1,3]] 输出:19 解释:上图展示了一个可行的方案。包括: - 2 块 2 x 2 的小木块,售出 2 * 7 = 14 元。 - 1 块 2 x 1 的小木块,售出 1 * 3 = 3 元。 - 1 块 1 x 4 的小木块,售出 1 * 2 = 2 元。 总共售出 14 + 3 + 2 = 19 元。 19 元是最多能得到的钱数。
示例 2:
输入:m = 4, n = 6, prices = [[3,2,10],[1,4,2],[4,1,3]] 输出:32 解释:上图展示了一个可行的方案。包括: - 3 块 3 x 2 的小木块,售出 3 * 10 = 30 元。 - 1 块 1 x 4 的小木块,售出 1 * 2 = 2 元。 总共售出 30 + 2 = 32 元。 32 元是最多能得到的钱数。 注意我们不能旋转 1 x 4 的木块来得到 4 x 1 的木块。
提示:
1 <= m, n <= 200
1 <= prices.length <= 2 * 10^4
prices[i].length == 3
1 <= hi <= m
1 <= wi <= n
1 <= pricei <= 10^6
- 所有
(hi, wi)
互不相同 。
解题思路:
这个题目是一个经典的棋盘切割dp,严格来说其实也算一个划分类型dp,这个题目要注意的就是每次切割都是完全切割的,不存在那种切到一半再转方向的那种切割,如果不是完全切割切到一半可以转方向那种,我感觉这个题目就难多了,但是这个题目说了是完全切割,一刀直接切到底的那种,这样就简单多了,这个时候属于经典的棋盘切割dp,直接考虑dp即可。
如下图所示图1属于完全切割类型,就可以考虑进行dp,图2属于不完全切割,就不好处理了,这个题目属于图1这种情况可以直接考虑dp
dp处理过程如下
状态定义:
f[i][j]表示高为i,宽为j的矩形通过切割能获得的最大钱数。
初始化:
宽为0或者高为0时矩形的收益都是0
状态转移:
对于当前矩形有三种情况
(1)直接卖掉当前矩形
(2)考虑水平切割,枚举切割位置
f[i][j]=max(f[i][j],f[k][j]+f[i-k][j]); (1<=k<i),要分为俩部分,所以每一边的高至多为i-1,
(3)考虑垂直切割,枚举切割位置
f[i][j]=max(f[i][j],f[i][k]+f[i][j-k]); (1<=k<j),要分为俩部分,所以每一边的宽至多为j-1
最终答案:
最终答案就是将高为m,宽为n的矩形进行切割能获取的最大钱数,答案就是f[m][n]。
时间复杂度:O(m*n*(m+n)),枚举高O(m),枚举宽O(n),枚举切割位置O(n+m)。
空间复杂度:O(m*n+len(prices),dp使用的f数组为O(m*n),哈希表存储所有的prices中的数据O(len(prices))。
cpp代码如下:
class Solution {
typedef long long LL;
public:
long long sellingWood(int m, int n, vector<vector<int>>& prices) {
vector<vector<LL>>f(m+1,vector<LL>(n+1));
map<pair<int,int>,int>mp;
for(auto& t:prices){
mp[pair{t[0],t[1]}]=t[2];
}
for(int i=1;i<=m;i++)
for(int j=1;j<=n;j++)
{
//直接卖掉
if(mp.count({i,j})){
f[i][j]=mp[{i,j}];
}
//水平切割
for(int k=1;k<i;k++)
f[i][j]=max(f[i][j],f[k][j]+f[i-k][j]);
//垂直切割
for(int k=1;k<j;k++)
f[i][j]=max(f[i][j],f[i][k]+f[i][j-k]);
}
return f[m][n];
}
};