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话不多说，直接看题：

1.换根DP：

我们肯定不能对每一个根节点暴力求，我们不妨先求f[1]，我们发现当他的儿子作为根节点时深度和为f[1]+(n-cnt[i])-cnt[i](cnt[i]表示以i为根的节点数），这样子两遍DFS即可，下面是AC代码：

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n,x,y,cnt[1000020],dep[1000010];
long long f[1000010];
vector<int> edge[1000010];
void dfs1(int root,int fa){cnt[root]=1;for(int i=0;i<edge[root].size();i++){int w=edge[root][i];if(w==fa) continue;dep[w]=dep[root]+1;dfs1(w,root);cnt[root]+=cnt[w];}return;
}
void dfs2(int root,int fa){for(int i=0;i<edge[root].size();i++){int w=edge[root][i];if(w==fa) continue;f[w]=f[root]+n-2*cnt[w];dfs2(w,root);}return;
}
int main(){cin>>n;for(int i=1;i<=n-1;i++){scanf("%d%d",&x,&y);edge[x].push_back(y);edge[y].push_back(x);}dep[1]=0;dfs1(1,0);for(int i=1;i<=n;i++){f[1]+=dep[i];}dfs2(1,0);long long ans=f[1];for(int i=2;i<=n;i++){ans=min(ans,f[i]);}cout<<ans;
}

2.数学问题的背包转化：

 

显然，我们要求的就是n个中的极大线性无关组，那么我们如何求？

只要一个数可以被比他小的组合表示出来，那么这个元素就可以删了。

如何实现？我们把每一个元素看成无穷个物品，我们判断一个元素是否可以被表示，就是看这个背包是否可以被塞满，因此变成了完全背包问题，下面是AC代码：

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int a[110],n,t,m;
bool dp[25005];
bool cmp(int a,int b){return a<b;
}
int main(){cin>>t;while(t--){cin>>n;memset(dp,0,sizeof(dp));for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&a[i]);sort(a+1,a+n+1,cmp);m=n;dp[0]=1;for(int i=1;i<=n;i++){if(dp[a[i]]==1){m--;continue;}for(int j=a[i];j<=a[n];j++){dp[j]=dp[j-a[i]]||dp[j];}}cout<<m<<endl;}
}

3.水题记录位置

就是在中序遍历上找根，再变成两个区间，用区间DP即可。

那么我们如何记录前序遍历呢，直接放在一维数组实现起来比较麻烦，于是我们可以用root[i][j]来记录i--j中选的根，然后再递归下去即可。

下面是AC代码：

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int dp[40][40],n,a[40],root[40][40];
int f(int l,int r){if(dp[l][r]>0) return dp[l][r];if(l==r) return dp[r][r]=a[r];if(l>r) return 1;    int g=l;for(int i=l;i<=r;i++){if(dp[l][r]<=a[i]+f(l,i-1)*f(i+1,r)){dp[l][r]=a[i]+f(l,i-1)*f(i+1,r);g=i;}}root[l][r]=g;return dp[l][r];
}
void print(int l,int r){if(l==r){cout<<l<<" ";return;}if(l>r) return; cout<<root[l][r]<<" ";print(l,root[l][r]-1);print(root[l][r]+1,r);return;
}
int main(){cin>>n;for(int i=1;i<=n;i++) cin>>a[i];cout<<f(1,n)<<endl;print(1,n);
}

4.从小入手+两遍DP：

我们不妨先看一块，我们令f[k][i][x]表示第k条木板，前x个格子刷i次的最大正确粉刷格子数。

对于第k条木板，易得转移方程：f[k][i][x]=max(f[k][i-1][p]+w[p+1][x])(w[i][j]表示i--j一次刷最多可以刷对的格子数）

这样子，我们就把每一条木板刷的所有情况求出来，问题就转化成了分组背包。

我们令g[i][j]表示前i个木板刷了j次正确格子。

g[i][j]=g[i-1][k]+f[i][j-k][m].

下面是AC代码：

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n,m,t,a[60][60],f[55][2600][55],g[55][2600],ck0[55][55],ck1[55][55],ff[55][2600];
char x;
int main(){cin>>n>>m>>t;for(int i=1;i<=n;i++){for(int j=1;j<=m;j++){scanf(" %c",&x);a[i][j]=x-'0';}}for(int i=1;i<=n;i++){for(int j=1;j<=m;j++){if(a[i][j]==0){ck0[i][j]=ck0[i][j-1]+1;ck1[i][j]=ck1[i][j-1];}else{ck1[i][j]=ck1[i][j-1]+1;ck0[i][j]=ck0[i][j-1];}}}int x1,x2;for(int i=1;i<=n;i++){for(int j=1;j<=t;j++){for(int k=1;k<=m;k++){for(int p=0;p<=k;p++){x1=ck0[i][k]-ck0[i][p];x2=ck1[i][k]-ck1[i][p];f[i][j][k]=max(f[i][j][k],f[i][j-1][p]+max(x1,x2));}}}}for(int i=1;i<=n;i++){for(int j=1;j<=t;j++){for(int k=0;k<=j;k++){g[i][j]=max(g[i][j],f[i][k][m]+g[i-1][j-k]);}}}cout<<g[n][t];
}