Codeforces Round #830 (Div. 2) A-D

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A

题解

知识点：贪心，数论。

先求出序列最大公约数 $d$ ，如果为 $1$ 直接输出 $0$ 。

否则，尝试用最后一个数操作， $gcd(d,n) = 1$ 则可以，花费为 $1$ 。

否则，用倒数第二个数操作，$gcd(d,n-1) = 1$ （不必担心 $n-1 = 0$ ，因为此时上一步一定成功），花费为 $2$ 。

否则，用倒数两个数操作，一定成功，因为 $gcd(n-1,n)=1$ ，花费为 $3$ 。

时间复杂度 $O(n \log n)$

空间复杂度 $O(n)$

代码

#include <bits/stdc++.h>
#define ll long long
 
using namespace std;
 
int a[27];
bool solve() {
    int n;
    cin >> n;
    for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> a[i];
    int d = a[1];
    for (int i = 2;i <= n;i++) d = __gcd(a[i], d);
    if (d == 1) cout << 0 << '\n';
    else if (__gcd(d, n) == 1) cout << 1 << '\n';
    else if (__gcd(d, n - 1) == 1) cout << 2 << '\n';
    else cout << 3 << '\n';
    return true;
}
 
int main() {
    std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
    int t = 1;
    cin >> t;
    while (t--) {
        if (!solve()) cout << -1 << '\n';
    }
    return 0;
}

B

题解

知识点：贪心。

显然左侧已经排好的不用管，从第一段 $1$ 开始记录后面一共分成的段数 $cnt$（如 0000|111|00|1|0|1|0 有 $6$ 段）。若 $cnt > 1$ ，则从第一段开始使用操作，每次可以将一段变为 $0$ （后面也会改变），直到最后一段不用更改，一共操作 $cnt-1$ 次。另外，如果 $cnt = 0$ ，答案也是 $0$ 。

时间复杂度 $O(n)$

空间复杂度 $O(n)$

代码

#include <bits/stdc++.h>
#define ll long long
 
using namespace std;
 
bool solve() {
    int n;
    cin >> n;
    string s;
    cin >> s;
    s = "?" + s;
    bool st = 0;
    int cnt = 0;
    for (int i = 1;i <= n;i++) {
        if (s[i] != st + '0') {
            cnt++;
            st ^= 1;
        }
    }
    cout << max(cnt - 1, 0) << '\n';
    return true;
}
 
int main() {
    std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
    int t = 1;
    cin >> t;
    while (t--) {
        if (!solve()) cout << -1 << '\n';
    }
    return 0;
}

C

题解

知识点：枚举，双指针，位运算，前缀和，贪心。

因为异或相当于不进位的加法，那么前缀和减去前缀异或和一定是非减的，于是一个贪心的结论：最大值一定是 $f(L_i,R_i)$ 的值。接下来需要用这个值，求一个最小区间。

为了方便区间运算，我们预处理一个前缀和，以及一个前缀异或和。

可以证明，最多删除 $31$ 个非 $0$ 元素，否则区间值必然减小。因为在 int 范围内， $31$ 个二进制位，最多能分配给 $31$ 个数一个不同为值的 $1$ ，这样能使这 $31$ 个数对答案没有贡献，实际情况不会超过 $31$ ，因此我们放心大胆的枚举端点就行了。我们只需要考虑非 $0$ 点，遍历一遍存一下非 $0$ 点坐标即可。左端点从左往右，内循环右端点从右往左，区间等于最大值的如果长度更小就更新答案。

另外，需要特判没有非 $0$ 元素的情况，此时直接输出 $L,L$ 即可。

时间复杂度 $O(n+q\log n)$

空间复杂度 $O(n)$

代码

#include <bits/stdc++.h>
#define ll long long
 
using namespace std;
 
int a[100007];
ll sum[100007], sumx[100007];
bool solve() {
    int n, q;
    cin >> n >> q;
    for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> a[i];
    vector<int> pos;
    for (int i = 1;i <= n;i++) {
        sum[i] = sum[i - 1] + a[i];
        sumx[i] = sumx[i - 1] ^ a[i];
        if (a[i]) pos.push_back(i);
    }
    while (q--) {
        int L, R;
        cin >> L >> R;
        int l = lower_bound(pos.begin(), pos.end(), L) - pos.begin();
        int r = upper_bound(pos.begin(), pos.end(), R) - pos.begin() - 1;
        auto get = [&](int _l, int _r) {return sum[_r] - sum[_l - 1] - (sumx[_r] ^ sumx[_l - 1]);};
        ll val = get(L, R);
        int ansl = 0, ansr = n + 1;
        for (int i = l;i <= r;i++) {
            if (get(pos[i], pos[r]) < val) break;//可以证明无论左右端点至多删除31个非0元素对答案没有影响（0，2，4，8，...鸽巢原理）
            for (int j = r;j >= i;j--) {
                if (get(pos[i], pos[j]) < val) break;
                if (pos[j] - pos[i] + 1 < ansr - ansl + 1) {
                    ansl = pos[i];
                    ansr = pos[j];
                }
            }
        }
        if (ansr - ansl + 1 > n) cout << L << ' ' << L << '\n';
        else cout << ansl << ' ' << ansr << '\n';
    }
    return true;
}
 
int main() {
    std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
    int t = 1;
    cin >> t;
    while (t--) {
        if (!solve()) cout << -1 << '\n';
    }
    return 0;
}

D1

题解

知识点：STL，枚举。

用一个 set<ll> vis 维护出现过的元素，再用一个 map<ll,ll> last 维护某个元素上一次的询问结果，下一次询问这个元素时直接从上一次结果开始。

每个元素 $i$ 只经过其倍数一次，共 $\dfrac{n}{i}$ 次。所有元素次数之和 $O(\sum \dfrac{n}{i}) = O(n \log n)$ 。

时间复杂度 $O(q \log^2 q)$

空间复杂度 $O(q)$

代码

#include <bits/stdc++.h>
#define ll long long
 
 
using namespace std;
 
int main() {
    std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
    int q;
    cin >> q;
    set<ll> vis;
    map<ll, ll> last;
    while (q--) {
        char op;
        ll x;
        cin >> op >> x;
        if (op == '+') {
            vis.insert(x);
        }
        else {
            if (!last.count(x)) last[x] = x;
            while (vis.count(last[x])) last[x] += x;
            cout << last[x] << '\n';
        }
    }
    return 0;
}

D2

题解

知识点：STL，枚举。

因为存在删除已存在元素的操作，这意味着我们之前得到的答案在未来可能不适用。

因此需要对每个已询问过的数字维护一个已删除集合 map<ll,set<ll>> del ，来得到目前某个元素的最大询问结果内，是否有在序列中被删除的倍数，这些倍数是可以替换最大询问结果，重新作为 mex 的。

对于已删除集合的维护，需要对每个询问过程中遍历到的，且存在于序列中的倍数，维护一个影响列表 map<ll,vector<ll>> chg ，来得到修改序列某个元素的状态时，哪些询问过的元素的已删除集合会被修改。

如此我们就维护了带删除求 mex 的数据结构。

时间复杂度 $O(q \log ^2 q)$

空间复杂度 $O(q\log q)$

代码

#include <bits/stdc++.h>
#define ll long long
 
 
using namespace std;
 
int main() {
    std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
    int q;
    cin >> q;
    set<ll> vis;//序列中存在的元素
    map<ll, ll> last;//某元素最大询问结果：记录需要维护的数据上界，超出最大询问结果的不需要考虑
    map<ll, set<ll>> del;//某元素的已删除集合：最大询问结果内，目前不存在于序列中的倍数
    map<ll, vector<ll>> chg;//某元素的影响列表：更改序列中某元素状态，已删除集合将发生变化的元素列表
    while (q--) {
        char op;
        ll x;
        cin >> op >> x;
        if (op == '+') {
            vis.insert(x);
            for (auto y : chg[x]) del[y].erase(x);//删除受x影响元素的已删除集合中的x，因为x已存在
        }
        else if (op == '-') {
            vis.erase(x);
            for (auto y : chg[x]) del[y].insert(x);//增加受x影响元素的已删除集合中的x，因为x已删除
        }
        else {
            if (!last.count(x)) last[x] = x;//新增已询问元素
            if (del[x].size()) cout << *del[x].begin() << '\n';//已删除集合存在元素，优先使用
            else {//考虑最大询问结果是否可行，否则扩大最大询问结果
                while (vis.count(last[x])) {
                    chg[last[x]].push_back(x);//已存在的x的倍数，在未来可能会被修改状态，影响x的结果
                    last[x] += x;
                }
                cout << last[x] << '\n';
            }
        }
    }
    return 0;
}