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算法基础篇：（三）基础算法之枚举：暴力美学的艺术，从穷举到高效优化

news 2025/11/8 7:19:24

前言

        在算法世界中，有一类算法看似 “简单粗暴”，却能在很多场景下快速解决问题 —— 这就是枚举算法。它不依赖复杂的数学推导或数据结构优化，而是通过 “穷尽所有可能情况，筛选出符合条件的解” 的思路，直接找到问题的答案。

        很多初学者会认为枚举是 “低效”“暴力” 的代名词，甚至不屑于使用。但实际上，枚举算法是解决问题的 “第一思路”：当问题规模较小时，枚举能以最简单的逻辑快速得到结果；当问题复杂时，枚举也能作为基础框架，通过优化逐步提升效率。在算法竞赛中，枚举更是 “签到题” 和 “中等题” 的常用解法，掌握枚举的思路和优化技巧，能帮你快速拿下基础分。

        本文将从枚举算法的本质出发，详细讲解枚举的核心思想、常见类型（普通枚举、二进制枚举）、解题步骤、优化技巧及实战案例。全文采用 C++ 实现，兼容 ACM 竞赛提交格式，同时包含大量实例、易错点分析和练习建议，无论你是编程新手还是竞赛选手，都能彻底掌握枚举算法的应用。下面就让我们正式开始吧！

一、枚举算法的本质与核心思想

1.1 什么是枚举算法？

枚举算法（Enumeration Algorithm），又称 “穷举算法”，是指将问题的所有可能解逐一列举出来，检查每个解是否符合问题的条件，最终筛选出所有有效解的算法。它的核心逻辑可以概括为：“遍历所有可能，验证条件是否成立”。

例如：

求 1~100 中所有能被 7 整除的数：枚举 1 到 100 的每个数，判断是否满足 “%7==0”；
找出数组中所有和为 10 的两个数：枚举所有可能的数对，判断和是否为 10；
铺地毯问题中找到覆盖目标点的最上面地毯：枚举所有地毯，判断是否覆盖目标点，记录最后一个符合条件的地毯编号。

这些问题的共同特点是：可能解的范围明确，且验证条件简单。只要能明确 “枚举什么” 和 “如何验证”，就能用枚举算法解决。

1.2 枚举算法的核心要素

要写出高效、正确的枚举代码，必须把握以下 3 个核心要素，缺一不可：

明确枚举对象：确定要遍历的 “可能解” 是什么（如数字、数对、地毯、日期等）；
确定枚举范围：划定可能解的边界，避免遗漏或多余遍历（如 1~100、0~2ⁿ-1）；
设计验证条件：判断当前枚举的可能解是否符合问题要求（如是否被 7 整除、是否覆盖目标点）。

1.3 枚举算法的适用场景

枚举算法并非 “万能算法”，它有明确的适用场景，主要包括：

问题规模较小：可能解的数量在 10⁵~10⁶以内，遍历不会超时；
可能解范围明确：能清晰界定枚举的边界（如日期范围、数组下标范围等）；
验证条件简单：判断一个可能解是否有效时，时间复杂度低；
编程竞赛中的基础题：作为 “签到题” 或 “中等题” 的解法，快速拿分。

1.4 枚举算法的优缺点

优点

逻辑简单：无需复杂的算法设计，直接按 “列举 - 验证” 的思路编写，易于理解和实现；
正确性高：只要枚举范围不遗漏，验证条件正确，就能找到所有有效解，无逻辑漏洞；
调试方便：每一步枚举的过程都可跟踪，出现错误时能快速定位问题。

缺点

时间复杂度高：最坏情况下需要遍历所有可能解，时间复杂度通常为 O (k)（k 为可能解的数量），当 k 较大时（如 1e7 以上）会超时；
空间复杂度高：若需存储所有可能解，空间复杂度会随 k 增长而增加。

1.5 枚举算法的通用解题步骤

无论面对何种枚举问题，都可以按照以下 4 个步骤编写代码，确保逻辑清晰、无遗漏：

分析问题，明确枚举对象：回答 “要枚举什么？”（如枚举地毯、枚举日期、枚举二进制状态）；
划定枚举范围，确定遍历顺序：回答 “从哪里枚举到哪里？按什么顺序枚举？”（如正序、逆序、二进制位序）；
设计验证条件，筛选有效解：回答 “如何判断当前枚举的解是否符合要求？”（如覆盖判断、回文判断）；
处理结果，输出答案：回答 “如何记录有效解？是否需要去重、排序或取最优解？”（如记录最后一个符合条件的解、统计有效解的数量）。

二、普通枚举：逐一枚举，筛选有效解

普通枚举是枚举算法的基础形式，指按顺序逐一枚举可能解，验证条件后筛选出有效解。它的核心是 “顺序遍历 + 条件判断”，适用于可能解范围连续、有序的场景。

2.1 案例 1：铺地毯（洛谷 P1003 [NOIP2011 提高组]）

2.1.1 题目分析

题目描述：

为了准备颁奖典礼，组织者在矩形区域（第一象限）铺设 n 张地毯，编号从 1 到 n，按编号从小到大顺序铺设（后铺的地毯覆盖前铺的）。每张地毯的信息包括左下角坐标 (a, b) 和 x 轴、y 轴方向的长度 (g, k)。要求找到覆盖目标点 (x, y) 的最上面的地毯编号，若未被覆盖则输出 - 1。

输入：

第一行：整数 n（地毯数量）；
接下来 n 行：第 i+1 行包含 4 个整数 a_i, b_i, g_i, k_i（第 i 张地毯的左下角坐标和长度）；
最后一行：两个整数 x, y（目标点坐标）。

输出：

覆盖目标点的最上面地毯编号，或 - 1。

示例输入：

3
1 0 2 3  # 地毯1：左下角(1,0)，x长2（右到3），y长3（上到3）
0 2 3 3  # 地毯2：左下角(0,2)，x长3（右到3），y长3（上到5）
2 1 3 3  # 地毯3：左下角(2,1)，x长3（右到5），y长3（上到4）
2 2      # 目标点(2,2)

示例输出：

核心难点：

地毯是按顺序铺设的，后铺的覆盖前铺的，需找到 “最后一个覆盖目标点的地毯”；
判断地毯是否覆盖目标点：目标点 (x,y) 需满足 “a ≤ x ≤ a+g 且 b ≤ y ≤ b+k”（左下角到右上角的矩形区域）。

题目链接：https://www.luogu.com.cn/problem/P1003

2.1.2 解题思路

明确枚举对象：枚举所有地毯（编号 1~n）；
确定枚举范围与顺序：
范围：1~n（所有地毯）；
顺序：逆序枚举（从 n 到 1），因为后铺的地毯编号更大，一旦找到覆盖目标点的地毯，就是最上面的，可直接返回，无需继续枚举；

设计验证条件：判断目标点 (x,y) 是否在当前地毯的矩形区域内（a ≤ x ≤ a+g 且 b ≤ y ≤ b+k）；
处理结果：若找到符合条件的地毯，立即返回编号；枚举结束未找到，返回 - 1。

2.1.3 完整代码实现（ACM 模式）

#include <iostream>
using namespace std;const int N = 1e4 + 10;  // 地毯数量最大为1e4
int a[N], b[N], g[N], k[N];  // 存储每张地毯的信息：a[i]左下角x，b[i]左下角y，g[i]x长，k[i]y长// 查找覆盖(x,y)的最上面地毯编号
int findCarpet(int n, int x, int y) {// 逆序枚举：从最后一张地毯开始，找到第一个覆盖的就是最上面的for (int i = n; i >= 1; --i) {// 验证条件：x在[a_i, a_i+g_i]，y在[b_i, b_i+k_i]if (a[i] <= x && x <= a[i] + g[i] && b[i] <= y && y <= b[i] + k[i]) {return i;  // 找到，立即返回}}return -1;  // 未找到
}int main() {int n;cin >> n;for (int i = 1; i <= n; ++i) {cin >> a[i] >> b[i] >> g[i] >> k[i];}int x, y;cin >> x >> y;cout << findCarpet(n, x, y) << endl;return 0;
}

2.1.4 代码解析

存储设计：用 4 个数组分别存储每张地毯的左下角坐标和长度，下标对应地毯编号（1~n），便于直接访问；
逆序枚举优化：相比正序枚举（需遍历所有地毯才能确定最后一个符合条件的），逆序枚举找到第一个符合条件的即可返回，时间复杂度从 O (n) 优化为 “最好 O (1)，最坏 O (n)”；
验证条件：严格按照矩形区域的定义判断，包含边界（题目明确了“边界和顶点上的点也算被覆盖”）。

2.1.5 易错点分析

顺序错误：正序枚举后未记录最后一个符合条件的解，直接返回第一个，导致答案错误；
边界判断错误：将 “x ≤ a+g” 写成 “x < a+g”，遗漏边界点（如地毯右上角点）；
数组下标错误：地毯编号从 1 开始，但数组从 0 开始存储，导致访问错误（代码中数组下标从 1 开始，与地毯编号一致，避免此问题）。

2.2 案例 2：回文日期（洛谷 P2010 [NOIP2016 普及组]）

2.2.1 题目分析

题目描述：

用 8 位数字表示日期（YYYYMMDD），其中前 4 位是年份，中间 2 位是月份，最后 2 位是日期。一个日期是回文的，当且仅当 8 位数字从左到右读和从右到左读完全相同（如 20100102，即 2010 年 1 月 2 日）。给定两个 8 位日期 date1 和 date2，求两者之间（包含边界）的回文日期数量。

输入：

两行，每行一个 8 位整数（date1 ≤ date2，且均为有效日期）。

输出：

回文日期的数量。

示例输入 1：

20110101
20111231

示例输出 1：

1  # 只有20111102（2011年11月2日）是回文日期

示例输入 2：

20000101
20101231

示例输出 2：

2  # 20011002（2001年10月2日）和20100102（2010年1月2日）

核心难点：

直接枚举所有日期（date1 到 date2）会超时（若 date2-date1 达到 1e7，遍历耗时过长）；
需验证日期的有效性（如月份 1~12，日期根据月份判断：2 月闰年 29 天，平年 28 天，4/6/9/11 月 30 天，其余 31 天）；
回文日期的 8 位数字需满足 “第 i 位 = 第 9-i 位”（如第 1 位 = 第 8 位，第 2 位 = 第 7 位，…，第 4 位 = 第 5 位）。

题目链接：https://www.luogu.com.cn/problem/P2010

2.2.2 解题思路

优化枚举对象：
直接枚举日期（date1 到 date2）效率低，可利用回文特性 “构造回文日期”：8 位回文日期的前 4 位（年份）决定后 4 位（月份 + 日期），即 “YYYY” → “YYYY” + “反转 (YYYY 的前 4 位)” 的后 4 位？不，8 位回文的结构是 “ABCCBA”？不，8 位回文是 “ABCDEFGH” 满足 A=H，B=G，C=F，D=E，即前 4 位决定后 4 位：后 4 位是前 4 位的反转（如前 4 位 2010 → 后 4 位 0102，组成 20100102）；
因此，枚举对象可改为 “前 4 位年份（YYYY）”，构造出 8 位回文日期，再验证：
构造规则：8 位回文日期 = YYYY * 10000 + reverse (YYYY)（如 YYYY=2010 → reverse=0102 → 20100102）；
验证条件 1：构造的日期是否在 [date1, date2] 范围内；
验证条件 2：构造的日期是否为有效日期（月份、日期合法）；

确定枚举范围：
年份范围：从 date1 的前 4 位（date1//10000）到 date2 的前 4 位（date2//10000）；
例如 date1=20110101，date2=20111231 → 年份范围 2011~2011，只需枚举 2011 一个年份；

设计验证条件：
回文构造：通过年份构造 8 位日期；
范围验证：构造的日期是否在 [date1, date2]；
有效性验证：拆分出月份（mm=date//100%100）和日期（dd=date%100），判断：
月份 mm∈[1,12]；
日期 dd∈[1, 当月最大天数]（需处理闰年 2 月）；

处理结果：统计所有符合条件的回文日期数量。

2.2.3 关键辅助函数

1. 反转数字（如 2010 → 0102）

// 反转数字：如num=2010 → 返回102（注意：2010反转后是0102，即102，后续需补前导零到4位）
int reverseNum(int num) {int res = 0;while (num > 0) {res = res * 10 + num % 10;num /= 10;}return res;
}

2. 判断闰年（用于确定 2 月天数）

// 判断是否为闰年：能被4整除且不能被100整除，或能被400整除
bool isLeapYear(int year) {return (year % 4 == 0 && year % 100 != 0) || (year % 400 == 0);
}

3. 验证日期有效性

// 验证日期是否有效：year-年份，mm-月份，dd-日期
bool isValidDate(int year, int mm, int dd) {// 月份不合法if (mm < 1 || mm > 12) return false;// 每月最大天数int maxDay[] = {0, 31, 28, 31, 30, 31, 30, 31, 31, 30, 31, 30, 31};// 闰年2月多1天if (mm == 2 && isLeapYear(year)) maxDay[2] = 29;// 日期不合法return dd >= 1 && dd <= maxDay[mm];
}

2.2.4 完整代码实现（ACM 模式）

#include <iostream>
using namespace std;// 反转数字：如2010 → 102（后续补前导零到4位）
int reverseNum(int num) {int res = 0;while (num > 0) {res = res * 10 + num % 10;num /= 10;}return res;
}// 判断是否为闰年
bool isLeapYear(int year) {return (year % 4 == 0 && year % 100 != 0) || (year % 400 == 0);
}// 验证日期有效性
bool isValidDate(int year, int mm, int dd) {if (mm < 1 || mm > 12) return false;int maxDay[] = {0, 31, 28, 31, 30, 31, 30, 31, 31, 30, 31, 30, 31};if (mm == 2 && isLeapYear(year)) maxDay[2] = 29;return dd >= 1 && dd <= maxDay[mm];
}// 统计[date1, date2]之间的回文日期数量
int countPalindromeDate(int date1, int date2) {int count = 0;// 枚举年份：从date1的前4位到date2的前4位int startYear = date1 / 10000;int endYear = date2 / 10000;for (int year = startYear; year <= endYear; ++year) {// 构造回文日期：YYYY * 10000 + 反转(YYYY)（补前导零到4位）int reversed = reverseNum(year);int palindromeDate = year * 10000 + reversed;// 验证1：是否在范围内if (palindromeDate < date1 || palindromeDate > date2) {continue;}// 验证2：是否为有效日期int mm = palindromeDate / 100 % 100;  // 月份（第5-6位）int dd = palindromeDate % 100;       // 日期（第7-8位）if (isValidDate(year, mm, dd)) {count++;}}return count;
}int main() {int date1, date2;cin >> date1 >> date2;cout << countPalindromeDate(date1, date2) << endl;return 0;
}

2.2.5 代码解析

枚举优化：通过 “年份构造回文日期”，将枚举范围从 “可能的日期数” 缩减到 “年份数”（如 date1 到 date2 跨度 10 年，仅需枚举 10 个年份），效率大幅提升；
回文构造：利用 8 位回文的特性，前 4 位年份决定后 4 位，避免直接判断 8 位数字是否回文（减少计算量）；
有效性验证：拆分月份和日期，结合闰年判断，确保构造的日期是真实存在的（如避免 20230230 这种无效日期）。

2.2.6 易错点分析

回文构造错误：将 “YYYY 反转” 直接作为后 4 位，但未补前导零（如 year=2000 → reversed=0 → 构造日期 20000000，而非 20000002）；
闰年判断错误：遗漏 “能被 400 整除” 的条件（如 2000 年是闰年，1900 年不是）；
范围验证顺序错误：先验证日期有效性，再判断是否在 [date1, date2] 范围内，导致无效日期也参与范围判断，浪费时间；
月份 / 日期拆分错误：将 mm 拆分为 “palindromeDate%10000/100”（正确），但代码中写成 “palindromeDate//100%100”（也是正确的，两种写法等价），需注意拆分逻辑。

2.3 案例 3：扫雷（洛谷 P2327 [SCOI2005]）

2.3.1 题目分析

题目描述：

扫雷游戏的棋盘是 n×2 的矩阵，第一列有若干地雷，第二列没有地雷。第二列的每个格子中的数字表示 “与该格子连通的 8 个格子中地雷的数量”（但由于是 n×2 矩阵，实际连通的是上下左右及斜对角的第一列格子）。给定第二列的数字，求第一列地雷的摆放方案数（地雷用 1 表示，无地雷用 0 表示）。

输入：

第一行：整数 n（矩阵行数，1≤n≤1e4）；
第二行：n 个整数，依次为第二列格子的数字（b [1]~b [n]）。

输出：

第一列地雷的摆放方案数（0、1 或 2）。

示例输入：

2
1 1

示例输出：

2  # 方案1：第一列[0,1]；方案2：第一列[1,0]

核心难点：

第二列的数字由第一列相邻格子的地雷数量决定，需找到所有满足条件的第一列 01 序列；
第一列的地雷摆放具有 “连锁性”：一旦确定第一行的状态（有雷 / 无雷），后续所有行的状态都能通过第二列的数字推导出来；
需验证推导的状态是否合法（地雷状态只能是 0 或 1），且最后一行的状态需满足边界条件。

题目链接：https://www.luogu.com.cn/problem/P2327

2.3.2 解题思路

明确枚举对象：枚举第一列第一行的状态（只有两种可能：0 或 1）；
确定枚举范围与顺序：
范围：仅两种可能（0 或 1）；
顺序：分别枚举两种状态，独立验证是否能推导出合法的完整序列；

设计验证条件：
推导规则：对于第 i 行（2≤i≤n），第一列的状态 a [i] = b [i-1] - a [i-1] - a [i-2]（因为第二列第 i-1 行的数字 b [i-1] = a [i-2] + a [i-1] + a [i]，整理得 a [i] = b [i-1] - a [i-1] - a [i-2]）；
合法性验证：推导的 a [i] 必须是 0 或 1，且最后一行的状态需满足 b [n] = a [n-1] + a [n]（第二列最后一行的数字由第一列最后两行的地雷数量决定）；

处理结果：统计两种枚举状态中，能推导出合法序列的数量。

2.3.3 完整代码实现（ACM 模式）

#include <iostream>
using namespace std;const int N = 1e4 + 10;
int a[N];  // 第一列地雷状态：a[1]~a[n]
int b[N];  // 第二列的数字：b[1]~b[n]
int n;// 验证第一行状态为first（0或1）时，是否存在合法方案
bool check(int first) {a[1] = first;// 推导第2~n行的状态for (int i = 2; i <= n; ++i) {// 公式：a[i] = b[i-1] - a[i-1] - a[i-2]（a[0]默认0，因为第一行上方无格子）a[i] = b[i-1] - a[i-1] - (i >= 2 ? a[i-2] : 0);// 状态必须是0或1，否则不合法if (a[i] < 0 || a[i] > 1) {return false;}}// 验证最后一行：b[n]必须等于a[n-1] + a[n]（a[n+1]默认0）return b[n] == a[n-1] + a[n];
}int main() {cin >> n;for (int i = 1; i <= n; ++i) {cin >> b[i];}// 枚举第一行的两种可能状态，统计合法方案数int count = 0;count += check(0);  // 第一行无地雷count += check(1);  // 第一行有地雷cout << count << endl;return 0;
}

2.3.4 代码解析

枚举简化：仅枚举第一行的两种状态，而非所有 n 行的 2ⁿ种可能，时间复杂度从 O (2ⁿ) 骤降为 O (n)（n≤1e4，完全可行）；
推导逻辑：利用第二列数字与第一列相邻状态的关系，通过递推公式推导后续状态，避免暴力枚举；
边界处理：第一行上方无格子（a [0]=0），最后一行下方无格子（a [n+1]=0），确保推导和验证的完整性。

2.3.5 易错点分析

边界条件遗漏：推导 a [2] 时未考虑 a [0]=0（第一行上方无格子），导致公式错误；
状态合法性判断延迟：未在推导 a [i] 后立即判断是否为 0 或 1，而是等到最后验证，导致无效状态继续推导，浪费时间；
最后一行验证错误：将验证条件写成 “b [n] == a [n]”（忽略 a [n-1]），导致判断错误。

三、二进制枚举：用位表示状态，枚举所有子集

二进制枚举是枚举算法的进阶形式，指用一个整数的二进制位表示 “是否选择某个元素”，通过遍历所有可能的整数，枚举所有子集或组合情况。它的核心是 “位运算 + 状态映射”，适用于 “元素是否被选择” 的二选一场景。

3.1 二进制枚举的核心原理

3.1.1 状态映射

假设有 n 个元素（编号 0~n-1），用一个 n 位的二进制数表示一个子集：

二进制数的第 i 位（从 0 开始，右数第 i+1 位）为 1，表示选择第 i 个元素；
二进制数的第 i 位为 0，表示不选择第 i 个元素。

例如：

n=3，元素为 [1,2,3]；
二进制数 011（十进制 3）→ 第 0 位和第 1 位为 1 → 子集 [1,2]；
二进制数 101（十进制 5）→ 第 0 位和第 2 位为 1 → 子集 [1,3]；
二进制数 111（十进制 7）→ 所有位为 1 → 子集 [1,2,3]。

3.1.2 枚举范围

对于 n 个元素，二进制数的范围是 0~2ⁿ-1（共 2ⁿ种可能，对应所有子集，包括空集）：

0 → 二进制 000...0 → 空集；
2ⁿ-1 → 二进制 111...1 → 全集。

3.1.3 位运算操作

在二进制枚举中，常用的位运算操作包括：

判断第 i 位是否为 1：(st >> i) & 1（st 为当前二进制数，将 st 右移 i 位，与 1 按位与，结果为 1 表示第 i 位是 1）；
遍历所有位：循环 i 从 0 到 n-1，检查每一位的状态；
统计 1 的个数：计算当前子集的大小（如__builtin_popcount(st)，C++ 内置函数，统计 st 的二进制中 1 的个数）。

3.2 案例 1：子集（力扣 78. 子集）

3.2.1 题目分析

题目描述：

给你一个整数数组 nums（元素互不相同），返回该数组所有可能的子集（幂集）。解集不能包含重复的子集，可以按任意顺序返回。

输入：

一行，整数数组 nums（如 [1,2,3]）。

输出：

所有子集，如 [[],[1],[2],[1,2],[3],[1,3],[2,3],[1,2,3]]。

核心难点：

枚举所有子集，包括空集和全集；
确保子集不重复（由于元素互不相同，二进制枚举天然不重复）。

题目链接：https://leetcode.cn/problems/subsets/description/

3.2.2 解题思路

明确枚举对象：枚举二进制数 st（0~2ⁿ-1，n 为数组长度）；
确定枚举范围：st 从 0 到 (1<<n)-1（1<<n 表示 2ⁿ）；
设计状态映射与验证：
映射规则：st 的第 i 位为 1 → 选择 nums [i] 加入当前子集；
验证：无需额外验证（所有子集均有效）；

处理结果：对每个 st，生成对应的子集，加入结果列表。

3.2.3 完整代码实现（核心代码模式）

#include <vector>
using namespace std;class Solution {
public:vector<vector<int>> subsets(vector<int>& nums) {vector<vector<int>> result;int n = nums.size();// 枚举所有二进制状态：0 ~ 2^n - 1for (int st = 0; st < (1 << n); ++st) {vector<int> currentSubset;// 检查每一位是否为1，若是则加入子集for (int i = 0; i < n; ++i) {if ((st >> i) & 1) {currentSubset.push_back(nums[i]);}}result.push_back(currentSubset);}return result;}
};

3.2.4 代码解析

二进制状态遍历：for (int st = 0; st < (1 << n); ++st) 遍历所有 2ⁿ种状态，对应所有子集；
位运算判断：(st >> i) & 1 检查第 i 位是否为 1，若为 1 则将 nums [i] 加入当前子集；
结果收集：每个 st 对应一个子集，直接加入结果列表，无需去重（元素互不相同，状态唯一）。

3.2.5 易错点分析

枚举范围错误：将(1 << n)写成(1 << n) - 1，导致遗漏全集（st=2ⁿ-1）；
位运算顺序错误：将(st >> i) & 1写成st >> (i & 1)，逻辑错误；
数组下标错误：i 从 1 开始遍历，而非 0，导致遗漏第一个元素。

3.3 案例 2：费解的开关（洛谷 P10449）

3.3.1 题目分析

题目描述：

有一个 5×5 的灯阵，每个灯有 “开（1）” 和 “关（0）” 两种状态。按下一个灯的开关，会使该灯及其上下左右相邻的灯状态反转（1 变 0，0 变 1）。给定初始状态，求最少需要按多少次开关才能使所有灯变亮（全 1），若超过 6 次则输出 - 1。

输入：

第一行：整数 n（测试用例数，n≤500）；
接下来 n 组数据：每组 5 行，每行 5 个字符（'0' 或 '1'），表示灯阵的初始状态。

输出：

每组数据输出最少按开关次数，或 - 1。

示例输入：

示例输出：

3
2
-1

核心难点：

灯的状态反转具有 “连锁性”，按下一个灯影响多个灯；
直接枚举所有灯的按法（2²⁵种）会超时（2²⁵≈3.3e7，n=500 时总操作量过大）；
需找到最优解（最少按次数），且超过 6 次则无效。

题目链接：https://www.luogu.com.cn/problem/P10449

3.3.2 解题思路

优化枚举对象：
第一行的按法决定后续所有行的按法：要使第一行的灯全亮，第二行的开关必须按 “第一行未亮的灯正下方的灯”（因为第一行的灯只能被第二行的开关影响，第一行自身的开关已确定）；
因此，枚举对象仅为 “第一行的按法”（5 个灯，共 2⁵=32 种可能），而非所有 25 个灯；

确定枚举范围：第一行的按法（0~31，对应 32 种状态）；
设计验证与计算步骤：
备份初始状态：每次枚举第一行按法前，备份原始灯阵（避免修改原始数据）；
模拟第一行按法：根据当前按法，反转第一行对应灯及其相邻灯的状态；
推导后续行按法：
对于第 i 行（2~5），遍历每一列 j：若第 i-1 行第 j 列的灯是灭的（0），则必须按第 i 行第 j 列的开关（反转该灯及其相邻灯）；

统计按次数：记录总按次数，若超过 6 次则跳过；
验证结果：检查最后一行的灯是否全亮，若全亮则更新最少按次数；

处理结果：每组测试用例取最少按次数，若未找到则输出 - 1。

3.3.3 关键辅助函数

1. 反转灯的状态（按开关）

// 反转(x,y)位置的灯及其相邻灯的状态（x,y从0开始，5×5矩阵）
void flip(int x, int y, vector<vector<int>>& grid) {// 定义当前灯及上下左右的坐标偏移int dx[] = {0, 0, 0, 1, -1};int dy[] = {0, 1, -1, 0, 0};for (int d = 0; d < 5; ++d) {int nx = x + dx[d];int ny = y + dy[d];// 确保坐标在5×5范围内if (nx >= 0 && nx < 5 && ny >= 0 && ny < 5) {grid[nx][ny] ^= 1;  // 异或1反转状态（0→1，1→0）}}
}

3.3.4 完整代码实现（ACM 模式）

#include <iostream>
#include <vector>
#include <cstring>
#include <climits>
using namespace std;// 反转(x,y)及其相邻灯的状态
void flip(int x, int y, vector<vector<int>>& grid) {int dx[] = {0, 0, 0, 1, -1};int dy[] = {0, 1, -1, 0, 0};for (int d = 0; d < 5; ++d) {int nx = x + dx[d];int ny = y + dy[d];if (nx >= 0 && nx < 5 && ny >= 0 && ny < 5) {grid[nx][ny] ^= 1;}}
}// 计算初始状态grid下的最少按次数
int minPresses(vector<vector<int>>& original) {int minCnt = INT_MAX;// 枚举第一行的所有按法（0~31，32种可能）for (int st = 0; st < (1 << 5); ++st) {vector<vector<int>> grid = original;  // 备份初始状态int cnt = 0;  // 记录当前按次数// 1. 模拟第一行的按法for (int j = 0; j < 5; ++j) {if ((st >> j) & 1) {  // 第j列需要按flip(0, j, grid);cnt++;if (cnt > 6) break;  // 超过6次，无需继续}}if (cnt > 6) continue;// 2. 推导第2~5行的按法for (int i = 1; i < 5; ++i) {for (int j = 0; j < 5; ++j) {// 若上一行第j列是灭的，必须按当前行第j列的开关if (grid[i-1][j] == 0) {flip(i, j, grid);cnt++;if (cnt > 6) break;}}if (cnt > 6) break;}if (cnt > 6) continue;// 3. 验证最后一行是否全亮bool allOn = true;for (int j = 0; j < 5; ++j) {if (grid[4][j] == 0) {allOn = false;break;}}if (allOn && cnt < minCnt) {minCnt = cnt;}}// 若未找到有效方案，返回-1return minCnt == INT_MAX ? -1 : minCnt;
}int main() {int n;cin >> n;while (n--) {vector<vector<int>> original(5, vector<int>(5));// 读取初始状态：'0'→0（灭），'1'→1（亮）for (int i = 0; i < 5; ++i) {string s;cin >> s;for (int j = 0; j < 5; ++j) {original[i][j] = s[j] - '0';}}// 计算并输出最少按次数int res = minPresses(original);cout << res << endl;}return 0;
}

3.3.5 代码解析

枚举优化：仅枚举第一行的 32 种按法，后续行按法由前一行状态推导，时间复杂度从 O (2²⁵) 骤降为 O (32×5×5) = O (800)，每组测试用例耗时极短；
状态备份：每次枚举前备份原始灯阵，避免修改原始数据（多组测试用例或多次枚举需独立状态）；
剪枝优化：按次数超过 6 次时立即跳过，避免无效计算；
结果验证：最后检查第五行是否全亮，确保方案有效。

3.3.6 易错点分析

状态未备份：直接修改原始灯阵，导致后续枚举使用的状态错误；
反转范围错误：flip 函数中遗漏 “当前灯自身”（dx [0]=0, dy [0]=0），导致状态反转不完整；
剪枝不及时：未在按次数超过 6 次时立即跳过，导致无效计算；
最后一行验证错误：检查前 4 行是否全亮，而非最后一行，导致判断错误。

3.3 案例3：Even Parity（UVA11464）（重点）

3.3.1 题目描述

题目核心要求：

给定一个 n×n 的 01 矩阵（每个元素非 0 即 1），你可以将某些 0 修改为 1（不允许 1 修改为 0），使得最终矩阵成为 “偶数矩阵”。偶数矩阵的定义是：每个元素的上下左右相邻元素（若存在）之和为偶数。请计算最少的修改次数，若无法实现则输出 - 1。

输入格式：

第一行：数据组数 T（T≤30）；
每组数据：
- 第一行：正整数 n（1≤n≤15）；
- 接下来 n 行：每行 n 个非 0 即 1 的整数，代表初始矩阵。

输出格式：

每组数据输出 “Case X: 最少修改次数”，若无解则输出 “Case X: -1”。

示例输入：

示例输出：

Case 1: 0
Case 2: 3
Case 3: -1

题目链接：https://www.luogu.com.cn/problem/UVA11464

3.3.2 题目关键分析

（1）偶数矩阵的核心性质

对于矩阵中的任意元素a[i][j]（行号 i、列号 j，从 1 开始），其相邻元素之和为偶数，即：

若 i=1 且 j=1（左上角，仅右下相邻）：a[i+1][j] + a[i][j+1] 为偶数；
若 i=n 且 j=n（右下角，仅左上相邻）：a[i-1][j] + a[i][j-1] 为偶数；
普通位置（上下左右均存在）：a[i-1][j] + a[i+1][j] + a[i][j-1] + a[i][j+1] 为偶数；

但通过推导可发现：矩阵的第一行状态确定后，后续所有行的状态均可唯一推导。原因如下：

对于第 i 行第 j 列的元素a[i][j]（i≥2），其上方元素a[i-1][j]的相邻元素之和需为偶数。a[i-1][j]的相邻元素包括a[i-2][j]（上方，若存在）、a[i][j]（下方）、a[i-1][j-1]（左方）、a[i-1][j+1]（右方）。整理可得推导公式：a[i][j] = a[i-2][j] ^ a[i-1][j-1] ^ a[i-1][j+1]（“^” 为异或运算，异或结果为 0 表示和为偶数，1 表示和为奇数，符合偶数矩阵要求）。

（2）为什么用二进制枚举？

n 的最大值为 15，第一行有 n 个元素，每个元素有 “保持原状态” 或 “修改为 1” 两种可能（但需满足 “不允许 1 变 0”）。因此第一行的可能状态数为 2ⁿ，当 n=15 时为 32768 种，完全在枚举范围内（不会超时）。

（3）修改次数的计算

修改次数仅统计 “0 变 1” 的次数：对于每个位置，若初始状态为 0 且最终状态为 1，计数 + 1；若初始状态为 1 且最终状态为 0，属于非法操作（直接排除该方案）。

3.3.3 解题思路详解

（1）核心步骤

枚举对象：第一行的所有可能状态（用二进制数表示，第 j 位为 1 表示第一行第 j 列最终状态为 1）；
枚举范围：二进制数从 0 到 (1<<n)-1（共 2ⁿ种状态）；
状态合法性验证：
- 第一步：检查第一行状态是否合法（仅允许 0 变 1，即初始为 1 的位置，最终状态不能为 0）；
- 第二步：根据第一行状态，用推导公式计算后续所有行的状态，每一步检查合法性（初始为 1 的位置不能变为 0）；
修改次数计算：统计所有 “0 变 1” 的次数；
结果筛选：在所有合法方案中，选择修改次数最少的，若无合法方案则输出 - 1。

（2）关键推导公式推导

以第 i 行第 j 列（i≥2，1≤j≤n）为例：

偶数矩阵要求a[i-1][j]的上下左右相邻元素之和为偶数；
相邻元素包括：上方a[i-2][j]（若 i≥3）、下方a[i][j]、左方a[i-1][j-1]（若 j≥2）、右方a[i-1][j+1]（若 j≤n-1）；
当 i=2 时，a[i-2][j]不存在（视为 0）；当 j=1 时，a[i-1][j-1]不存在（视为 0）；当 j=n 时，a[i-1][j+1]不存在（视为 0）；
异或运算特性：“偶数个 1 异或为 0，奇数个 1 异或为 1”，恰好对应 “和为偶数 / 奇数”；
最终推导公式：a[i][j] = (i >= 3 ? a[i-2][j] : 0) ^ (j >= 2 ? a[i-1][j-1] : 0) ^ (j <= n-1 ? a[i-1][j+1] : 0)

3.3.4 完整代码实现（ACM 模式）

#include <iostream>
#include <cstring>
#include <climits>
using namespace std;const int N = 20;  // n最大为15，预留冗余
int n;
int initial[N][N];  // 初始矩阵（1-based）
int current[N][N];  // 当前枚举的最终矩阵（1-based）// 检查并计算：第一行状态为st时的修改次数，非法返回-1
int check(int st) {memset(current, 0, sizeof current);int modify = 0;  // 修改次数（0变1的次数）// 1. 处理第一行，验证合法性并计算修改次数for (int j = 1; j <= n; ++j) {// 提取st的第j位（注意：st的第0位对应j=1，第1位对应j=2，...）int bit = (st >> (j - 1)) & 1;current[1][j] = bit;// 合法性检查：初始为1，最终为0 → 非法if (initial[1][j] == 1 && bit == 0) {return -1;}// 计算修改次数：初始为0，最终为1 → +1if (initial[1][j] == 0 && bit == 1) {modify++;}}// 2. 推导第2~n行的状态，验证合法性并计算修改次数for (int i = 2; i <= n; ++i) {for (int j = 1; j <= n; ++j) {// 推导公式：current[i][j] = 上上行[j] ^ 上一行[j-1] ^ 上一行[j+1]int up_up = (i >= 3) ? current[i-2][j] : 0;  // 上上行（i-2），不存在为0int up_left = (j >= 2) ? current[i-1][j-1] : 0;  // 上一行左列（j-1），不存在为0int up_right = (j <= n-1) ? current[i-1][j+1] : 0;  // 上一行右列（j+1），不存在为0current[i][j] = up_up ^ up_left ^ up_right;// 合法性检查：初始为1，最终为0 → 非法if (initial[i][j] == 1 && current[i][j] == 0) {return -1;}// 计算修改次数：初始为0，最终为1 → +1if (initial[i][j] == 0 && current[i][j] == 1) {modify++;}}}// 3. 额外验证：最后一行的每个元素是否满足偶数矩阵要求（避免推导遗漏）for (int j = 1; j <= n; ++j) {int sum = 0;// 最后一行的元素，仅需检查上方、左方、右方（无下方）if (n >= 2) sum += current[n-1][j];  // 上方if (j >= 2) sum += current[n][j-1];  // 左方if (j <= n-1) sum += current[n][j+1];  // 右方if (sum % 2 != 0) {  // 之和为奇数，不满足偶数矩阵return -1;}}return modify;  // 返回合法方案的修改次数
}int main() {int T;cin >> T;for (int case_num = 1; case_num <= T; ++case_num) {cin >> n;// 读取初始矩阵（1-based存储，方便后续推导）for (int i = 1; i <= n; ++i) {for (int j = 1; j <= n; ++j) {cin >> initial[i][j];}}int min_modify = INT_MAX;  // 最少修改次数// 枚举第一行的所有可能状态（0 ~ 2^n - 1）for (int st = 0; st < (1 << n); ++st) {int res = check(st);if (res != -1 && res < min_modify) {min_modify = res;}}// 输出结果if (min_modify == INT_MAX) {printf("Case %d: -1\n", case_num);} else {printf("Case %d: %d\n", case_num, min_modify);}}return 0;
}

3.3.5 代码解析

（1）二进制状态映射（第一行）

用整数st表示第一行的最终状态：st的第j-1位（从 0 开始）对应第一行第j列的状态（1 表示最终为 1，0 表示最终为 0）；
例如 n=3，st=5（二进制101）→ 第一行状态为[1,0,1]（j=1 对应 bit0=1，j=2 对应 bit1=0，j=3 对应 bit2=1）。

（2）合法性验证

第一行验证：初始为 1 的位置，最终状态不能为 0（不允许 1 变 0）；
后续行验证：推导过程中，每一步都检查 “初始为 1→最终为 0” 的情况，一旦出现立即返回 - 1；
最后一行额外验证：推导完成后，检查最后一行是否满足偶数矩阵要求（避免因推导公式的边界处理遗漏问题）。

（3）修改次数计算

仅统计 “初始为 0 且最终为 1” 的位置，每次满足条件时modify++；
合法方案的修改次数返回后，更新min_modify（初始为无穷大），最终取最小值。

3.3.6 易错点与避坑指南

（1）状态映射错误

问题：将st的第 j 位对应第一行第 j 列（而非第 j-1 位），导致第一行状态错位；
解决：明确st的位序与列号的对应关系（bit0→j=1，bit1→j=2，...，bit (n-1)→j=n），提取位时用(st >> (j-1)) & 1。

（2）推导公式边界处理遗漏

问题：忽略 “i=2 时无上行”“j=1 时无左列”“j=n 时无右列” 的情况，直接使用公式导致错误；
解决：用三目运算符判断边界，不存在的相邻元素视为 0（如up_up = (i >= 3) ? current[i-2][j] : 0）。

（3）合法性验证不完整

问题：仅验证第一行，未验证后续行的 “1 变 0” 情况，导致非法方案被计入；
解决：推导后续行时，每计算一个位置的状态，立即检查 “初始为 1→最终为 0”，若有则返回 - 1。

（4）最后一行未验证

问题：推导完成后未检查最后一行是否满足偶数矩阵要求，导致部分非法方案被误判为合法；
解决：额外遍历最后一行，计算每个元素的相邻元素之和，确保为偶数。

（5）矩阵存储方式错误

问题：使用 0-based 存储（行号从 0 开始），导致推导公式中的行号计算混乱；
解决：采用 1-based 存储（行号、列号从 1 开始），与推导公式中的 “i-1”“i-2” 对应更直观，减少边界错误。

总结

枚举算法的关键不是 “暴力遍历”，而是 “聪明地枚举”—— 通过分析问题特性，减少枚举次数，提升验证效率。在实际应用中，枚举往往是解决问题的 “第一思路”：当问题规模较小时，枚举能快速得到结果；当问题复杂时，枚举也能作为基础框架，逐步优化。

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