感觉正着做不太好搞，考虑倒过来搞
容易想到贪心，每一层都贪心地选最小的宽度，然后发现 $WA$ 了...
因为一开始多选一点有时可以让下一层宽度更小
然后有一个神奇的结论，最高的方案一定有一种是底层最窄的方案
证明：
考虑把所有块按顺序排成一排并分成几段，每一段都表示一层，假设如图是一种底层最窄的方案
假设有一种更优的方案，使得底层更宽：
那么根据抽屉原理，蓝色至少一段中间一定有两个的红色分割线
不妨找到这样一个位置，标记为 $x,y$ ：
那么我们显然可以构造一个新的方案，使得上面几层按 $y$ 之后红色的分割，下面几层按 $p$ 之前蓝色的分割，中间一层是 $[p,y]$
因为 $[p,y]$ 比 $[x,y]$ 大，所以更上层也一定小于 $[p,y]$，同理 $[p,y]$ 一定小于 $[p,q]$ ，所以下层一定大于 $[p,y]$
然后发现我们构造的新方案变成了层数更多，底层仍然最窄的方案
所以证明了底层最窄的方案一定有一种是最优方案
然后就可以 $dp$ 了，设 $f[i]$ 表示考虑完 $i,n$ 的块时，底层最窄的宽度，同时维护 $g[i]$ 表示考虑完 $i,n$ 的块，底层最窄时的最大层数
那么显然枚举所有 $j>i$ ，转移 $f[i]=min(sum[j-1]-sum[i])$（$sum$ 是块宽度的前缀和）并且满足 $sum[j-1]-sum[i]>=f[j]$
然后发现对于两个决策 $k,j$ 其中 $k>j$，$k$ 会比 $j$ 更优仅当 $j$ 此时不合法，即 $sum[j-1]-sum[i]<f[j]$
又因为 $sum[i]$ 单调不增，所以合法决策点只会越来越小，所以用一个单调队列维护一波就可以做到 $O(n)$ 的转移了
#include<iostream> #include<cstdio> #include<algorithm> #include<cstring> #include<cmath> #include<vector> typedef long long ll; using namespace std; inline ll read() { ll x=0,f=1; char ch=getchar(); while(ch<'0'||ch>'9') { if(ch=='-') f=-1; ch=getchar(); } while(ch>='0'&&ch<='9') { x=(x<<1)+(x<<3)+(ch^48); ch=getchar(); } return x*f; } const int N=2e5+7; int n,a[N],ans,g[N],Q[N]; ll sum[N],f[N]; // f[i]=sum[j-1]-sum[i-1] j>i sum[j-1]-sum[i-1]>=f[j] // sum[i-1]<=sum[j-1]-f[j] // k>j sum[k-1]-f[k]>sum[j-1]-f[j] int main() { n=read(); for(int i=1;i<=n;i++) a[i]=read(); for(int i=1;i<=n;i++) sum[i]=sum[i-1]+a[i]; int L=1,R=1; Q[1]=n+1; for(int i=n;i;i--) { while(L<R&&sum[Q[L+1]-1]-sum[i-1]>=f[Q[L+1]]) L++;//队列中越后面的位置越优 f[i]=sum[Q[L]-1]-sum[i-1]; g[i]=g[Q[L]]+1; while(L<=R&&sum[Q[R]-1]-f[Q[R]]<=sum[i-1]-f[i]) R--; Q[++R]=i; } printf("%d\n",g[1]); return 0; }