力扣周赛245期

这是我参与更文挑战的第20天，活动详情查看：更文挑战

1898. 可移除字符的最大数目

其实最后还是没找出错误，希望万能的掘友帮我看下

问题地址

代码如下（我觉得问题大概率是check函数）

class Solution {
public:
    bool arr[100007] = {false};
    
    int maximumRemovals(string s, string p, vector<int>& removable) {
        int left = 0, right = removable.size() - 1;
        int mid = 0;
        while(left < right){
            mid = (left + right)/2 + 1;
            if(check(s, p, mid, removable)){
                left = mid;
            }else{
                right = mid - 1;
            }
        }
        // cout << removable.size() << endl;
        // printf("left:%d , right: %d, mid: %d \n",left,right,mid);
        if(left == right && left == 0){
            return check(s, p, 0, removable) ?  1 : 0;
        }
        if(left == right && right == removable.size() - 1){
            
            return check(s, p, right, removable) ? right + 1 :right;
        } 
        return left + 1;
    }
    bool check(string s, string p, int k, vector<int>& removable){
         for(int i = 0; i <= k; i++){
                arr[removable[i]] = true;
            }
        for(int i = k + 1; i < removable.size(); i ++){
            arr[removable[i]] = false;
        }
        int j = 0;
        for(int i = 0; i < p.size(); i ++){
            while(j < s.size() && (s[j] != p[i] || arr[j] == true)) j++;
            if(j == s.size()){
                return false;
            }
        }
        return true;
    }
};

1900. 最佳运动员的比拼回合

这道题说实话很难想到是动态规划，因为大量的条件（过深的维度）让人很难发现这是一道动态规划题， 这道题就是通过每次比赛来减少参赛人数，算出最强两者相遇的回合数。

由于除最强两者以外，不同的比赛胜负结果会产生不同的回合数，因此，为了计算出最少回合数和最多回合数，我们必须分类讨论

而这，就是动态规划的状态转移方程所要操作的地方。

• 首先，我们知道互换最强两者的位置并不会得到不同的结果，
• 其次，我们知道逆序该队列也不会影响最后的结果。

因此我们可以假定，两个最强者f和s，f在队列的左侧，s在f的后面（无论fs如何分布，都可以通过逆序与互换操作得到该结果）

那么分类讨论的条件就变为了s到底是在左侧，还是在中间还是在右侧。

假定f前面减少了i个元素，n个元素最少回合数：dp1[n,f,s]，n个元素最多回合数，dp2[n,f,s]

• s如果在左侧，那么f与s之间可能少了j个元素，则dp1[n,f,s]= dp1[n1,f - i, s - i - j] + 1 ; dp2[n,f,s] = dp2[n1,f - i, s - i - j] + 1
• s如果在中间，那其实和在左侧是没有区别的。
• s如果在右边，
• • s和f如果是恰好相对，则dp1[n,f,s] = 1
  • 如果s对应的s'在f左边，那么可以使用逆序，再重新计算
  • 如果s对应的s'在f右边，那么可以设置j的范围为[s-n/2-i，n-s-f]之间，计算最小/最大值。