Codeforces Round #844 (Div. 1 + Div. 2, based on VK Cup 2022 - Elimination Round) A-D

比赛链接

A

题意

设计一条线路要贴着6个墙面走，从 $(a,b)$ 到 $(f,g)$ ，线路长度最短。

题解

知识点：模拟。

分类取最短即可。

时间复杂度 $O(1)$

空间复杂度 $O(1)$

代码

#include <bits/stdc++.h>
#define ll long long
 
using namespace std;
 
bool solve() {
    int w, d, h;
    int a, b, f, g;
    cin >> w >> d >> h;
    cin >> a >> b >> f >> g;
    int ans = h + min(abs(a - f) + min(b + g, 2 * d - b - g), abs(b - g) + min(a + f, 2 * w - a - f));
    cout << ans << '\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

题意

有 $n$ 个人要去电影院，第 $i$ 个人要求至少 $a_i$ 个其他人去他才去，问最终能有多少种选人去电影院的方案，保证每种方案选完后所有符合要求的都去了。

题解

知识点：贪心。

从小到大排序。如果低要求的人能去就先去，保证要求高的人去之前能去的都去。如果低要求的都去不了，换成高要求的更去不了，不如先预选低要求的，看看后面能不能补上。如此，可以得到所有方案。

因为可以都不去，所以如果第一个人就有 $\geq 1$ 的要求时，显然是可以都不去的。

对于 $i\in[1,n)$ ，如果 $a_i \leq i-1$ 且 $a_{i+1} > i$ ，说明 $[1,i]$ 都能去，但不能直接选 $i+1$ ，因为缺人需要继续安排后面的看看能不能补上，所以这里可以方案加一。

其他情况，$[1,i+1]$ 都能去则必须安排在一个方案；$[1,i+1]$ 都不能去，继续选，不能算做一个方案；$[1,i]$ 不能去，但 $[1,i+1]$ 可以去，此时要继续往后选，让这个方案能去的人都去。

最后，上述判断包括不了全都去，因此特判方案加一。

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[200007];
bool solve() {
    int n;
    cin >> n;
    for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> a[i];
    sort(a + 1, a + n + 1);
    int ans = 0;
    if (a[1] != 0) ans++;
    for (int i = 1;i < n;i++) {
        if (a[i] <= i - 1 && a[i + 1] > i) ans++;
    }
    ans++;
    cout << ans << '\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

题意

给出一个小写字母的字符串，每次修改可以使一个位置的字母替换成任意字母，求出修改的最少次数，使字符串的字母出现次数相同，并输出修改后的字符串。

题解

知识点：模拟，枚举，贪心。

注意到，直接枚举最后的个数很困难，但枚举最后有几种字母很容易，因此考虑枚举最后剩多少种字母。

接下来分两步走：

1. 确定最少要变多少位置，同时确定最少答案情况的字母种数。
2. 通过上一步确定的信息，遍历字符串更改。

第一步：

先将每个字母对应的出现次数记录好，同时保存字母本身的序号，方便排序后还能找到对应的字母。

枚举字母种数 $i$ ，满足 $i \mid n$ ，则最终每种字母会有 $x = \dfrac{n}{i}$ 个。我们可以贪心地选择保留数量最多的前 $i$ 个，这些字母中数量大于 $x$ 是必须修改的，而后 $26-i$ 个字母，全部都需要修改。于是，就可以求出 $i$ 对应的修改次数 $delta$ ，枚举取最小值，并记录最终种数 $div$ 和每种数量 $cnt$，即可。

第二步：

我们此时需要遍历字符串修改，因此需要通过字母序号得到字母的排名（从 $0$ 开始）和数量，所以需要遍历第一步得到的排名对应数量和序号的数组获得。

若某个位置的字母的数量大于 $cnt$ 或者排名大于等于 $div$ 并且字母的数量大于 $0$ 则需要修改，枚举 $26$ 个字母找到排名小于 $div$ 且数量小于 $cnt$ 的填充进去即可。

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;
    vector<pair<int, int>> rk(26);
    for (int i = 0;i < 26;i++) rk[i] = { 0,i };
    for (int i = 0;i < n;i++) rk[s[i] - 'a'].first++;
    sort(rk.begin(), rk.end(), greater<pair<int, int>>());
    int div = 1;
    int ans = 1e9;
    for (int i = 1;i <= 26;i++) {
        if (n % i) continue;
        int x = n / i;
        int delta = 0;
        for (int j = 0;j < i;j++) delta += max(0, rk[j].first - x);
        for (int j = i;j < 26;j++) delta += rk[j].first;
        if (delta < ans) {
            ans = delta;
            div = i;
        }
    }
    int cnt = n / div;
    vector<pair<int, int>> pos(26);
    for (int i = 0;i < 26;i++) pos[rk[i].second] = { rk[i].first,i };
    for (int i = 0;i < n;i++) {
        if (pos[s[i] - 'a'].first > cnt || pos[s[i] - 'a'].second >= div && pos[s[i] - 'a'].first) {
            pos[s[i] - 'a'].first--;
            for (int j = 0;j < 26;j++) {
                if (pos[j].first < cnt && pos[j].second < div) {
                    s[i] = j + 'a';
                    pos[j].first++;
                    break;
                }
            }
        }
    }
    cout << ans << '\n';
    cout << s << '\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;
}

D

题意

给出一个数组 $a_i \in [1,10^9]$ ，求出 $x \in [0, 10^{18}]$ 时 $a_1+x,\cdots,a_n+x$ 中完全平方数的数量的最大值。

题解

知识点：枚举，正因数集合。

显然，必然存在 $x$ 使得 $a+x$ 是个完全平方数，答案至少为 $1$ 。考虑答案为 $2$ 及以上的情况。

我们可以先枚举所有两个数的组合 $a_i,a_j(i<j)$ ，如果存在大于等于 $2$ 的答案，必然会包括这些两个数的组合，因而我们可以通过两个数枚举出所有成立的 $x$ ，对每个 $x$ 在完整的数组中再跑一遍记录答案即可。

我们考虑如何得到使 $a_i+x,a_j+x$ 都成为完全平方数的 $x$ 。设 $a_i+x = s^2,a_j+x = t^2$ ，直接枚举 $x$ 复杂度是 $10^9$ ，考虑枚举 $s,t$ 相关的数。我们可以得到 $a_j-a_i = t^2-s^2 = (t+s)(t-s) \in [1,10^9)$ ， 因此我们可以枚举 $t+s,t-s$ ，即枚举 $a_j-a_i$ 的因子即可，我们最多只需要枚举 $\sqrt {10^9}$ 次即可，然后再求出 $t,s$ ，就可以得到 $x$ 了。

时间复杂度 $O(n^2\sqrt{10^9})$

空间复杂度 $O(n)$

#include <bits/stdc++.h>
#define ll long long
 
using namespace std;
 
bool issqr(ll n) {
    ll x = sqrt(n);
    return x * x == n;
}
 
int a[57];
bool solve() {
    int n;
    cin >> n;
    for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> a[i];
    int ans = 1;
    for (int i = 1;i <= n;i++) {
        for (int j = i + 1;j <= n;j++) {
            int d = a[j] - a[i];
            ll x = -1;
            for (int k = 1;k * k <= d;k++) {
                if (d % k || ((d / k + k) & 1)) continue;
                int s = (d / k + k) / 2;
                int t = (d / k - k) / 2;
                if (1LL * s * s < a[j] || 1LL * t * t < a[i]) continue;
                x = 1LL * s * s - a[j];
                int cnt = 0;
                for (int k = 1;k <= n;k++) if (issqr(a[k] + x)) cnt++;
                ans = max(ans, cnt);
            }
        }
    }
    cout << ans << '\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;
}