public static Object service(String url, World至浏览
原创public static Object service(String url, World至浏览
原创
生产环境，已经运行了好几年，一直没有问题。最近频繁奔溃(一般是连续运行好几天才奔溃一次)。boost 返回的 奔溃显示是 invaild_charset gbk. 通过在glibc中打断点，发现调用iconv_open的时候，返回错误码 __GCONV_NOCONV
目前通过添加断点，已经分析到 是gconv_cache.c：423 行调用 find_module 失败，从而抛出异常。
我使用的glibc版本是2.19
哪位大佬知道，指导下。谢谢
不用考虑输入pGBK的问题，因为使用同一个请求文本，30路压测，一般2天左右，就会奔溃。
ps：glibc源码编码太难，不然的话，就可以在glibc中添加日志，查bug了
因为一旦一棵树的框多于1，其可以转化为多个同颜色框+1个同树框。
所以问题就变成了n个树，每棵树可以选择用不用同树框。这其实就是一个01背包的变形。
dp[i][j][k]表示执行到前i颗树，红色剩j个，蓝色剩k个，的状态，最大满筐数是多少。
这样是个n^4的dp，根据经验，可以省去蓝色的那一维，转而用总量减去红色剩余量来表示剩余的蓝色浆果。
所以：dp[i][j]表示执行到前i颗树，红色剩j个.的状态，最大满筐数是多少。
遍历i时，枚举s，表示这一同树框中放红色浆果s个，蓝色k-s个。枚举时保证合法性。
再枚举j，用dp[i-1][j]来更新当前状态。
设nm1表示当前装s个红色浆果到同树框后，红色浆果剩余量，显然：nm1=j+a[i]-s,
sm表示1-i树上总浆果数
同理nm2表蓝色剩余,nm2=sm-dp[i-1][j]*k-k-nm1.
然后考虑转移：dp[i][nm1%k]=max(dp[i][nm1%k],dp[i-1][j]+nm1/k+nm2/k+1); 即装完同树框后，看蓝色与红色能否再装同色框。
枚举完s时加上一个当前数不装同树框的转移即可。
结果为dp[n][j]最大值。
这里注意一个细节。。int取模比long long 快个常数，这题刚好卡这个。。
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int M = 500+7;
ll dp[M][M];//前i棵树，剩j个红浆果的状态，最大装筐数
int a[M],b[M];
int main()
{
int n,k;
cin>>n>>k;
for(int i=1;i<=n;i++)scanf("%d%d",&a[i],&b[i]);
memset(dp,-1,sizeof(dp));
ll sm=0;
dp[0][0]=0;
for(int i=1;i<=n;i++)
{
sm+=a[i]+b[i];
for(int j=0;j<k;j++)
{
if(dp[i-1][j]<0)continue;//不合法状态不能往后转移
for(int s=1;s<k&&s<=a[i];s++)//这一筐装红浆果多少个
{
if(k-s>b[i])continue;//必须合法
int nm1=j+a[i]-s;//红浆果剩余量
int nm2=sm-dp[i-1][j]*k-nm1-k;
dp[i][nm1%k]=max(dp[i][nm1%k],dp[i-1][j]+nm1/k+nm2/k+1);
// cout<<i<<" “<<j<<” “<<s<<” nm1 = “<<nm1<<” nm2 = “<<nm2<<” “<<sm<<” “<<k-s<<” “<<dp[i][nm1%k]<<endl;
}
int nm1=j+a[i],nm2=sm-dp[i-1][j]*k-nm1;//用int更快
// cout<<i <<” “<<j<<” = “<<nm1<<” – “<<nm2<<” "<<sm<<endl;
dp[i][nm1%k]=max(dp[i][nm1%k],dp[i-1][j]+nm1/k+nm2/k);//当前树不装 同一树类型的筐
}
}
ll ans=0;
for(int j=0;j<k;j++)ans=max(ans,dp[n][j]);
cout<<ans<<endl;
return 0;
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原创声明：本文系作者授权腾讯云开发者社区发表，未经许可，不得转载。
如有侵权，请联系 cloudcommunity@tencent.com 删除。
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