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数位 DP

经典题型

数位 DP 问题往往都是这样的题型,给定一个闭区间 [l,r],让你求这个区间中满足 某种条件 的数的总数。

例题 SCOI2009 windy数

题目大意:给定一个区间 [l,r],求其中满足条件 不含前导 0且相邻两个数字相差至少为 2的数字个数。

首先我们将问题转化成更加简单的形式。设 ans_i表示在区间 [1,i]中满足条件的数的数量,那么所求的答案就是 ans_r-ans_{l-1}

分开求解这两个问题。

对于一个小于 n的数,它从高到低肯定出现某一位,使得这一位上的数值小于 n这一位上对应的数值。而之前的所有位都和 n上的位相等。

有了这个性质,我们可以定义 f(i,st,op)表示当前将要考虑的是从高到低的第 i位,当前该前缀的状态为 st且前缀和当前求解的数字的大小关系是 opop=1表示等于, op=0表示小于)时的数字个数。在本题中,这个前缀的状态就是上一位的值,因为当前将要确定的位不能取哪些数只和上一位有关。在其他题目中,这个值可以是:前缀的数字和,前缀所有数字的 \gcd,该前缀取模某个数的余数,也有两种或多种合用的情况。

写出 状态转移方程f(i,st,op)=\sum_{i=1}^{maxx} f(i+1,k,op=1~ \operatorname{and}~ i=maxx )\quad (|st-k|\ge 2)

这里的 k就是当前枚举的下一位的值,而 maxx就是当前能取到的最高位。因为如果 op=1,那么你在这一位上取的值一定不能大于求解的数字上该位的值,否则则没有限制。

我们发现,尽管前缀所选择的状态不同,而 f的三个参数相同,答案就是一样的。为了防止这个答案被计算多次,可以使用记忆化搜索的方式实现。

核心代码:

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int dfs(int x, int st, int op)  // op=1 =;op=0 <
{
  if (!x) return 1;
  if (!op && ~f[x][st]) return f[x][st];
  int maxx = op ? dim[x] : 9, ret = 0;
  for (int i = 0; i <= maxx; i++) {
    if (abs(st - i) < 2) continue;
    if (st == 11 && i == 0)
      ret += dfs(x - 1, 11, op & (i == maxx));
    else
      ret += dfs(x - 1, i, op & (i == maxx));
  }
  if (!op) f[x][st] = ret;
  return ret;
}
int solve(int x) {
  memset(f, -1, sizeof f);
  dim.clear();
  dim.push_back(-1);
  int t = x;
  while (x) {
    dim.push_back(x % 10);
    x /= 10;
  }
  return dfs(dim.size() - 1, 11, 1);
}

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