欢迎您访问程序员文章站本站旨在为大家提供分享程序员计算机编程知识!
您现在的位置是: 首页

2020.4.5学军信友队趣味网络邀请赛总结

程序员文章站 2022-03-14 19:29:56
...

题目点此
T1由于是找规律题,不好讲述且讲述意义不大,所以就不说了。

T2

给你一棵带点权的树,你要选择一对点(x,y)(x,y)ax>aya_x>a_y,使得贡献axdist(x,y)a_x*dist(x,y)最大。
求最大贡献。

第一眼感觉这是一道一定能切的题目。
第二眼想到可以LCTLCT做,但放在第二题肯定不是LCTLCT
第三眼想到树剖,推了推后搞出了一个类似于动态DPDP的方法。
打了一半感觉常数可能有点大,然后想到点分治。
点分治一开始打个带set的,后来感觉常数太大,换了另一种打法:
将子树依次加进去,用线段树维护权值小于等于多少时的最大值,子树加进去的时候计算贡献;正着做一遍,反着做一遍。
交上去TLE,改成树状数组AC。
此时比赛开始了约80min。

领会到正解之后我意识到我sb了……
题目变一下就是max(ax,ay)dist(x,y)=max(axdist(x,y),aydist(x,y))max(a_x,a_y)*dist(x,y)=max(a_x*dist(x,y),a_y*dist(x,y))
所以就是对于每个点找它的最远点的问题……
找出直径,某个点的最远点肯定是两个直径端点之一。


T3

有个数组a1..na_{1..n},一开始有个在[1,an][1,a_n](整数)中等概率随机的值xx(你不知道它具体是多少)。
可以随时查询xx的状态,xx的状态为ii即为x[ai1+1,ai]x\in [a_{i-1}+1,a_i]
然后有若干种操作,每种操作的使用次数和使用顺序是任意的,记为(vj,wj)(v_j,w_j)
表示花vjv_j的代价可以使xxwjw_j
问使xx达到状态11的最小步数的期望,结果乘ana_n

这个题意可能不太好理解。点明这一点可能就懂了:由于xx是随机的,所以只能确定xx在某个区间中而不知道具体的值。所谓“状态”的作用就是进一步区分xx,以影响以后的决策。
理解了题意之后就会有个很显然的DP,
dpi,jdp_{i,j}表示区间为[i,j][i,j]时的答案,转移方程显然。
接下来脑子一动出现了一个思路,能不能只计算iijj在某个状态的边界时的答案呢?
于是开打……
调试的时候发现忽略了区间[i,j][i,j]左移之后没有被分割的情况,这时候离结束还没有十分钟……
于是急了,想改回前面的暴力,可惜时间不够。

其实我前面的思路都是没有问题的,现在问题是如何处理被分割的情况。
正解的骚做法就是强制区间在左移后被分割(或者整个区间移到状态11)。
显然,一个区间内的数想要变成状态11,必须要经历这样的过程。
但是如何保证可以做得到,并且最优呢?
先对各种操作搞一遍完全背包,那么就相当于有ana_n种操作,并且保证是最优的。

using namespace std;
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <climits>
#define N 2010
#define ll long long
int n,m;
int a[N];
int pre[N],suc[N];
struct Op{
	int v,w;
} o[N];
ll v[N];
ll f[N],g[N],s[N];
ll calc(int,int);
ll getg(int x){return g[x]!=-1?g[x]:g[x]=calc(a[pre[x]]+1,x);}
ll getf(int x){return f[x]!=-1?f[x]:f[x]=calc(x,a[suc[x]]);}
ll calc(int L,int R){
	ll res=0x7f7f7f7f7f7f7f7f;
	for (int i=1;i<=a[n] && L-i>0;++i)
		if (v[i]!=0x7f7f7f7f7f7f7f7f && (suc[L-i]!=suc[R-i] || R-i<=a[1])){
			int l=L-i,r=R-i;
			ll tmp=v[i]*(r-l+1)+getf(l)+getg(r);
			l=a[suc[l]]+1,r=a[pre[r]];
			if (l<=r)
				tmp+=s[suc[r]]-s[suc[l]-1];
			res=min(res,tmp);
		}
	return res;
}
int main(){
//	freopen("in.txt","r",stdin);
//	freopen("out.txt","w",stdout);
	int T;
	scanf("%d",&T);
	while (T--){
		scanf("%d%d",&n,&m);
		memset(pre,0,sizeof pre);
		memset(suc,0,sizeof suc);
		for (int i=1;i<=n;++i)
			scanf("%d",&a[i]),pre[a[i]+1]=suc[a[i]]=i;
		for (int i=1;i<=a[n];++i)
			pre[i]=(pre[i]?pre[i]:pre[i-1]);
		for (int i=a[n];i>=1;--i)
			suc[i]=(suc[i]?suc[i]:suc[i+1]);
		for (int i=1;i<=m;++i)
			scanf("%d%d",&o[i].v,&o[i].w);
		memset(v,127,sizeof(ll)*(a[n]+1));
		v[0]=0;
		for (int i=1;i<=m;++i)
			for (int j=o[i].w;j<=a[n];++j)
				v[j]=min(v[j],v[j-o[i].w]+o[i].v);
		memset(g,255,sizeof(ll)*(a[n]+1));
		memset(f,255,sizeof(ll)*(a[n]+1));
		for (int i=1;i<=a[1];++i)
			f[i]=g[i]=0;
		bool bz=1;
		for (int i=2;i<=n && bz;++i){
			s[i]=s[i-1]+getg(a[i]);
			if (g[a[i]]==0x7f7f7f7f7f7f7f7f)
				bz=0;
		}
		printf("%lld\n",bz==0?-1:s[n]);
	}
	return 0;
}











T4

首先是个博弈题:两个人在玩取石子,石子的总量为mm,并且每个人取的石子数不能超过上一个人取的石子数。f(m)f(m)为先手取最少多少是能保证必胜。
i=1nmif(m)\sum_{i=1}^n\sum_{m|i}f(m)

这道题比赛的时候根本就没有思考过……

首先f(m)f(m)是有通项的,可以通过打表或通过下述推理发现:
如果mm为奇数,那先手选11
如果mm为偶数,那在接下来的过程中,谁选了奇数谁就倒霉,所以都会选偶数。于是就将两个石子合二为一,就相当于f(m/2)f(m/2)
于是f(m)=lowbit(m)f(m)=lowbit(m)
上面那个式子换一下就是i=1nlowbit(i)ni\sum_{i=1}^nlowbit(i)\lfloor\frac{n}{i}\rfloor
考虑将lowbit(i)lowbit(i)相等的分开计算。令g(n)=i=1nnig(n)=\sum_{i=1}^n\lfloor\frac{n}{i}\rfloor
g(n)g(n)lowbit(i)1lowbit(i)\geq 1的个数,g(n2)g(\lfloor\frac{n}{2}\rfloor)lowbit(i)2lowbit(i)\geq 2的个数,依次类推。
答案就是g(n)+(21)g(n2)+(42)g(n4)+...g(n)+(2-1)g(\lfloor\frac{n}{2}\rfloor)+(4-2)g(\lfloor\frac{n}{4}\rfloor)+...
计算g(n)g(n)的时间是n\sqrt n,上面那条式子用等比数列求和的方法分析出来时间是n\sqrt n

直接整除分块常数很大,卡不过。于是gmh大爷就发明了一种常数极小的方法:
xy=nxy=n的图像画出来,可以发现要求的是坐标轴与图图像之间夹的整点数量。
这个东西是关于y=xy=x对称的。
所以只需要前n\sqrt n一个一个算,扩大两倍之后减去重复部分(即n2\lfloor\sqrt n\rfloor^2

using namespace std;
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <cmath>
#define ll long long
#define mo 998244353
ll n;
inline ll g(ll n){
	ll sq=sqrt(n);
	ll res=0;
	for (ll i=1;i<=sq;++i)
		res+=n/i;
	return (2*res%mo-sq*sq%mo+mo)%mo;
}
int main(){
//	freopen("in.txt","r",stdin);
	scanf("%lld",&n);
	ll ans=g(n);
	for (ll k=1;1ll<<k<=n;++k)
		ans+=(1ll<<k-1)%mo*g(n>>k)%mo;
	ans%=mo;
	printf("%lld\n",ans);
	return 0;
}

T5

给出一个成直线排布的山脉,每个位置的海拔高度是随时间单调递减的函数。
若干个询问[t,l,r][t,l,r],表示tt时刻,[l,r][l,r]区间的山脉可以储多少水(可以看作不在这个区间内的山脉铲平)。

答案等于上轮廓减下轮廓,下轮廓就是区间和。
上轮廓就是找出最高点之后,左边到最高点的前缀最大值和,右边到最高点的前缀最大值和。以下只说左边,右边同理:
线段树上,对于每个节点所代表的区间动态地维护前缀最大值。
询问的时候将[l,r][l,r]对应的loglog个区间找出来,很好算。
问题是怎么维护。

首先,对于一段长度为LL的区间,前缀最大值的修改次数是O(L)O(L)的。
因为都是一次函数,某个数的前缀最大值可能在某个时候变成自己,然后在后面的某个时候又变回别人,从此它不可能成为最大值。每个一次函数顶多成为一次最大值,所以修改次数为O(L)O(L)
试着预处理一下某个点大于左边的数的时间区间。
处理某个节点所代表的区间的时候,左半部分可以通过左儿子继承过来,
右半部分可以计算它完全大于左儿子所有数的区间(左儿子建出最大值的分段函数),然后和右儿子的信息取并。
这样时间复杂度是O(nlg2n)O(n \lg^2n)的。

接下来的问题是如何维护前缀最大值(支持区间求和)
考虑将某个数变成最大值的时候,它会覆盖原先它的前缀最大值所覆盖的区间。
将某个数不再出最大值时,它原先覆盖的区间被上一个位置的前缀最大值所覆盖。
修改形如:将某段区间全部赋值为某个数。
这个修改貌似可以在前面的预处理中一并处理出来。
这个东西可以套个线段树维护。每个数只需要搞一次,搞一次的时间复杂度是O(lgn)O(\lg n),一个数会出现在O(lgn)O(\lg n)个区间中,所以总时间是O(nlg2n)O(n\lg^2 n)
PS:好像可以用树状数组?

最终总时间就是O(nlg2n)O(n \lg^2 n)
我看std居然有5k,有点吓人。
表示还没有打,看看以后有没有机会吧。

相关标签: 比赛总结