Description

方伯伯在自己的农田边散步，他突然发现田里的一排玉米非常的不美。

这排玉米一共有N株，它们的高度参差不齐。

方伯伯认为单调不下降序列很美，所以他决定先把一些玉米拔高，再把破坏美感的玉米拔除掉，使得剩下的玉米的高度构成一个单调不下降序列。

方伯伯可以选择一个区间，把这个区间的玉米全部拔高1单位高度，他可以进行最多K次这样的操作。拔玉米则可以随意选择一个集合的玉米拔掉。

问能最多剩多少株玉米，来构成一排美丽的玉米。

Input

第1行包含2个整数n，K，分别表示这排玉米的数目以及最多可进行多少次操作。

第2行包含n个整数，第i个数表示这排玉米，从左到右第i株玉米的高度ai。

Output

输出1个整数，最多剩下的玉米数。

Sample Input

3 1

2 1 3

Sample Output

3

HINT

1 < N < 10000，1 < K ≤ 500，1 ≤ ai ≤5000

 

结论：把每次揠苗操作的右端点都设为n一定最优

感性理解：如果右端点不是n，那么后面的元素相对与前面的元素就下降了多个单位，最终因低于前面元素而被删除，不能最优。

设$dp[i][j]$为到第i个位置拔了j次的最大长度，易得转移为：

$dp[i][j]=max\left\{dp[k][p]+1\right\}，a[k]+p \le a[i]+j，p \le j，k<i$

如果暴力枚举转移的话复杂度为$O(n^2 k^2)$，显然不可接受

我们其实只需要找满足条件的最大的$dp[k][p]$,开一个权值树状数组边查询边更新就好了

不要忘了树状数组下标不能为0，更新时需要把j+1

#include
     
      #include
      
       #include
       
        using namespace std;const int N=10005;int n,K,a[N],maxx;int c[N][N];int dp[N][1005],ans;int lb(int x){    return x&-x;}void update(int x,int y,int val){    for(int i=x;i<=maxx;i+=lb(i))        for(int j=y;j<=K+1;j+=lb(j))            c[i][j]=max(c[i][j],val);}int query(int x,int y){    int res=0;    for(int i=x;i;i-=lb(i))        for(int j=y;j;j-=lb(j))            res=max(res,c[i][j]);    return res;}int main(){    scanf("%d%d",&n,&K);    for(int i=1;i<=n;i++)        scanf("%d",&a[i]),maxx=max(maxx,a[i]);    maxx+=K;    for(int i=1;i<=n;i++)    {        for(int j=K;j>=0;j--)        {            dp[i][j]=query(a[i]+j,j+1)+1;            update(a[i]+j,j+1,dp[i][j]);            ans=max(ans,dp[i][j]);        }    }    cout<
        
         <