2023牛客暑期多校训练营2 DEFGHIK
D
题解
知识点：贪心。
首先，因为第一个人喜欢吃的可能会被后面的人选中，因此直接选最喜欢吃的可能会浪费机会。所以，我们考虑先看后面的人怎么选，就是倒着贪心，我们考虑证明。
假设当前剩下的菜集合为 \(A\) ，还剩下 \(k\) 个人没选，这 \(k\) 个人通过我们的策略选的菜的集合是 \(S_{A,k}\) ，分类讨论：
-
若 \(k=1\) ，最优结果与 \(S_{A,1}\) 一致。
-
假设 \(k = k'\) 时的最优结果与 \(S_{A,k'}\) 一致。
当 \(k = k'+1\) 时，设 \(A\) 中除了 \(S_{A,k'}\) 之外倒数第 \(k'+1\) 个人最喜欢的菜是 \(x\) ，对他的选择分类讨论：
- 若选择 \(x\) ，则结果与 \(S_{A,k'+1}\) 一致。
- 若选择 \(A\) 中除了 \(S_{A,k'}\) 和 \(x\) 之外的菜，则后 \(k'\) 个人结果不变，倒数第 \(k'+1\) 个人亏。
- 若选择 \(S_{A,k'}\) 中的菜，那么后 \(k'\) 个人有一个人的选择会改变：
- 若改变的那个人选择了 \(x\) ，则结果与 \(S_{A,k'+1}\) 一致。
- 若改变的那个人没选择 \(x\) ，则倒数第 \(k'+1\) 个人亏。
因此 \(k = k'+1\) 时的最优解与 \(S_{A,k'+1}\) 一致，因此贪心策略是对的。
时间复杂度 \(O((n+k)m)\)
空间复杂度 \(O(nm + k)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int a[2007][2007];
int ans[2007];
bool solve() {
int n, m, k;
cin >> n >> m >> k;
for (int i = 1;i <= n;i++)
for (int j = 1;j <= m;j++)
cin >> a[i][j];
vector<char> vis(m + 1);
for (int i = k;i >= 1;i--) {
int p = i % n;
if (!p) p = n;
int res = 0;
for (int j = 1;j <= m;j++) if (!vis[j] && a[p][res] < a[p][j]) res = j;
ans[i] = res;
vis[res] = 1;
}
sort(ans + 1, ans + k + 1);
for (int i = 1;i <= k;i++) cout << ans[i] << " \n"[i == k];
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;
}
E
题解
知识点：数学。
显然 \(y^2 \in [x \cdot 10^k,(x+1) \cdot 10^k),k \in[0,18]\) 。注意 \(y^2 \leq 10^{18}\) ，因此我们先保证 \(x \cdot 10^k \leq 10^{18}\) 。
我们枚举 \(k\) ，得到 \(y\) 可能范围的左端点 \(l =\left\lceil \sqrt{x \cdot 10^k} \right\rceil\) ，若 \(l^2 \leq \min(10^{18},(x+1) \cdot 10^k)\) ，那么 \(y = l\) 。
否则，无解。
时间复杂度 \(O(1)\)
空间复杂度 \(O(1)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
ll sqrt_fix(ll x, bool mode = false) {
ll v = sqrt(x);
while (v * v < x) ++v;
while (v * v > x) --v;
if (mode && v * v < x) v++;
return v;
}
bool solve() {
ll x;
cin >> x;
for (__int128_t i = x, j = x + 1;i <= (ll)1e18;i *= 10, j *= 10) {
ll l = sqrt_fix(i, 1);
if (l * l <= min(j - 1, (__int128_t)1e18)) {
cout << l << '\n';
return true;
}
}
return false;
}
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;
}
F
题解
知识点：博弈论，二分图。
一个至关重要的模型，二分图博弈：
给出一张二分图和起点，轮流进行操作，每次操作只能选择与上一个被选的点相邻的点，且不能选择已经选择过的点，无法选点的人输掉。
关于上面的模型，结论是：若起始点一定在最大匹配上，那么先手赢，否则后手赢。
那和这道题有什么关系呢？
这道题我们把三元组 \((r,g,b)\) 抽象成三维坐标的一个点，那么所有状态构成一个 \(n^3\) 正方体，每个点可以走到相邻的点，那么这道题就变成了一个二分图博弈了，不过图是在三维上建的。接下来分类讨论：
-
当 \(n\) 为偶数时，显然每个点都可以匹配到，因此所有点一定在最大匹配上，所以先手必胜。
-
当 \(n\) 为奇数时，显然会有一个点在点较多一部中且没被匹配到，我们将证明这个点可以是较多一部中的任意一个点。
首先，若点 \((r_0,g_0,b_0)\) 在较多一部中，那么 \(r_0+b_0+g_0\) 是一个奇数。若 \(r_0+g_0+b_0\) 是偶数，那么一定可以走一步，就可以与它匹配。
因此， \(r_0,g_0,b_0\) 中一定有至少一个奇数，我们不妨假设 \(r_0\) 是奇数，显然 \(r \neq r_0\) 时的点都可以匹配到，所以我们可以只考虑 \(r = r_0\) 这一层的情况。
因为 \(g_0+b_0\) 一定是个偶数，我们发现，总能构造出一种方法使得 \((r_0,g_0,b_0)\) 不在其中。
综上， \(r+b+g\) 为奇数时，后手必胜，否则先手必胜。
时间复杂度 \(O(1)\)
空间复杂度 \(O(1)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
bool solve() {
int n, r, g, b;
cin >> n >> r >> g >> b;
if ((n & 1) && (r + g + b & 1)) cout << "Bob" << '\n';
else cout << "Alice" << '\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;
}
G
题解
知识点：manacher。
中心对称字符串和回文串可以理解为是同一个东西，不过匹配方式需要自定义。
这里需要用manacher算法，其中的细节是需要修改的。
接下来是关于本题的最关键的一个性质：若一个字符串能被分为若干个中心对称串，那么它一定能分为若干个任意前缀不是中心对称的中心对称串。
这个结论让我们在从左到右枚举对称中心的途中，对于一个好的前缀，可以往后截断一个最短的前缀中心对称串，而不影响答案。
若最后整个字符串能被截断完了，那么就是好的，否则不好。
证明：
假设一个中心对称串 \(S = AB\) ，其中 \(A\) 是最短的前缀对称串。
我们证明 \(|A| \leq |S|/2\) 。若 \(|A|> |S|/2\) ，那么 \(B\) 的对称串 \(B’\) ，有 \(A = B'C\) ，使得 \(S = B'CB\) 。 那么，其中 \(C\) 一定是中心对称串，而 \(C\) 在 \(A\) 内，因此 \(A\) 的前缀一定有 \(C\) 的对称串也是中心对称的，因此 \(A\) 就不是最短的。
现在对于一个中心对称串 \(S\) 一定可以表达为 \(S = ABA'\) ，其中 \(A,B,A'\) 都是中心对称串，即一个中心对称串若含有更短的前缀中心对称串，那么就可以继续分下去，直到不包含任意前缀中心对称串。
这个结论同样适用于任何具有回文性质的字符串划分，都可以依次截断最短的前缀回文。
时间复杂度 \(O(n)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
char rev[256];
void init() {
rev['o'] = 'o';
rev['s'] = 's';
rev['x'] = 'x';
rev['z'] = 'z';
rev['b'] = 'q';
rev['q'] = 'b';
rev['d'] = 'p';
rev['p'] = 'd';
rev['n'] = 'u';
rev['u'] = 'n';
rev['|'] = '|';
}
bool check(char a, char b) {
return b == rev[a];
}
bool manachar(const string &_s) {
string s = "$|";
for (int i = 1;i < _s.size();i++) {
s += _s[i];
s += "|";
}
s += "&";
int n = s.size() - 1;
vector<int> d(n + 1);
int start = 1;
int p = 0, r = 0;
for (int i = 1;i <= n - 1;i++) {
if (i <= r) d[i] = min(r - i + 1, d[2 * p - i]);
else d[i] = 0;
while (check(s[i - d[i]], s[i + d[i]])) d[i]++;
if (i + d[i] - 1 > r) {
p = i;
r = i + d[i] - 1;
}
if (i - d[i] + 1 <= start) {
start = i + d[i];
s[start - 1] = '$';
i = start - 1;
}
}
return start == n;
}
bool solve() {
string s;
cin >> s;
s = "?" + s;
cout << (manachar(s) ? "Yes" : "No") << '\n';
return true;
}
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int t = 1;
cin >> t;
init();
while (t--) {
if (!solve()) cout << -1 << '\n';
}
return 0;
}
H
题解
知识点：位运算，前缀和。
考虑快速求出操作区间对初始数字 \(x\) 的影响。
这里一个重要的转换是，操作A对 \(x\) 取反等价于 \(-x-1\) ，因此考虑将答案表达为 \(kx+b,k\in\{-1,1\}\) 的形式。
显然，只有操作A能改变 \(k\) ，因此 \(k\) 即为操作区间 \([l,r]\) 中操作A的个数。
因为操作A能改变 \(b\) 的正负，所以任何操作对 \(b\) 的影响，与之后经历操作A的次数有关，我们分类讨论：
- 对于操作B，若其后有偶数个操作A，那么贡献为 \(1\) ，否则为 \(-1\) 。
- 对于操作A，若其后有偶数个操作A，那么贡献为 \(-1\) ，否则为 \(1\) 。
我们发现这个过程是能用前缀和维护的。具体来说，我们分别记录 \(k,b\) 在前缀 \([1,i](i = 1,\cdots,n)\) 操作下的结果。
现在我们询问 \([l,r]\) 区间的结果。显然， \(k_{l;r} = k_{l-1} \cdot k_r\) 。对于 \(b\) 我们有 \(b_{l;r} = b_{r} - k_{l;r} \cdot b_{l-1}\) ，因为对于 \([1,r]\) 的操作中，我们需要消除 \([1,l-1]\) 对 \(b\) 的影响，因为这一段操作被之后 \([l,r]\) 的操作A影响过了，因此我们需要对 \(b_{l-1}\) 修正，即 \(b_{l-1} \cdot k_{l;r}\) 。
最终结果为 \(k_{l} \cdot k_{r} \cdot (x - b_{l-1}) + b_r\) 。
当然这个过程还能通过初等矩阵维护。
时间复杂度 \(O(n+q)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int k[200007];
int b[200007];
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n, q;
cin >> n >> q;
string s;
cin >> s;
s = "?" + s;
k[0] = 1;
for (int i = 1;i <= n;i++) {
if (s[i] == 'A') {
k[i] = -k[i - 1];
b[i] = -b[i - 1] - 1;
}
else {
k[i] = k[i - 1];
b[i] = b[i - 1] + 1;
}
}
ll ans = 0;
while (q--) {
int l, r;
cin >> l >> r;
l = (ans ^ l) % n + 1;
r = (ans ^ r) % n + 1;
if (l > r) swap(l, r);
string t;
cin >> t;
ll x = 0, P = 1LL << t.size();
for (auto ch : t) (x <<= 1) |= ch == '1';
x -= b[l - 1];
x *= k[l - 1];
x *= k[r];
x += b[r];
((x %= P) += P) %= P;
ans = x;
for (int i = t.size() - 1;i >= 0;i--) cout << ((x >> i) & 1);
cout << '\n';
}
return 0;
}
I
题解
知识点：构造。
构造形如下方，注意字符顺序要严格：
xoxoxo
oxoxox
oxoxox
xoxoxo
......
当且仅当 \(n = 4k-1,k \in \N^+\) 且 \(m\) 是奇数时，这种构造需要将 ox 反转，变为：
oxoxo
xoxox
xoxox
这是为了保证数量的严格。
可以证明 \(n,m\) 有一个为偶数时，这种构造一定是合法的。
当满足 \(n = 4k-1,k \in \N^+\) 且 \(m\) 是奇数时，发现原来的构造会导致 o 比 x 多一个。
时间复杂度 \(O(nm)\)
空间复杂度 \(O(nm)\)
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
bool solve() {
int n, m;
cin >> n >> m;
bool f = (n / 2 & 1) && (n & 1) && (m & 1);
for (int i = 1;i <= n;i++) {
for (int j = 1;j <= m;j++) {
if (j & 1) cout << ((i / 2 & 1) ^ f ? "o" : "x");
else cout << ((i / 2 & 1) ^ f ? "x" : "o");
}
cout << '\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;
}
K
题解
知识点：线性dp。
若没有向右移动，这道dp只需要多记录上一个位置有没有盖子即可。
但这道题可以向右移动，因此再多记录一维上一个位置若原来有盖子，有没有向右移动。
还有其他的状态方案，具体可以看代码。
我用的是方法一，上面讲的是方法二的，我觉得方法二更通用。
时间复杂度 \(O(n)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
代码
方法一
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int a[1000007];
bool b[1000007];
ll f[1000007][4]; // 第i个位置，没有/前面/自己/后面拿盖子
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n;
cin >> n;
for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> a[i];
for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> b[i];
for (int i = 1;i <= n;i++) {
f[i][0] = max({ f[i - 1][0],f[i - 1][1],f[i - 1][2],f[i - 1][3] });
if (b[i - 1]) {
f[i][1] = max({ f[i - 1][1], f[i - 2][0],f[i - 2][1],f[i - 2][2] }) + a[i];
}
if (b[i]) {
f[i][2] = max({ f[i - 1][0],f[i - 1][1],f[i - 1][2] }) + a[i];
}
if (b[i + 1]) {
f[i][3] = max({ f[i - 1][0],f[i - 1][1],f[i - 1][2],f[i - 1][3] }) + a[i];
}
}
cout << max({ f[n][0],f[n][1],f[n][2] }) << '\n';
return 0;
}
方法二
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
const int inf = 1e9;
int a[1000007];
bool b[1000007];
ll f[1000007][2][2]; // 前i个位置，有无盖子，有无右移（btw：只有左移操作那只需要有无盖子）
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n;
cin >> n;
for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> a[i];
for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> b[i];
f[0][0][0] = 0;
f[0][0][1] = -inf;
f[0][1][0] = -inf;
f[0][1][1] = -inf;
for (int i = 1;i <= n;i++) {
if (b[i]) {
f[i][0][0] = f[i - 1][0][0] + a[i - 1];
f[i][0][1] = max(f[i - 1][0][0], f[i - 1][1][0]);
f[i][1][0] = max(f[i - 1][0][0], f[i - 1][1][0]) + a[i];
f[i][1][1] = max(f[i - 1][0][1], f[i - 1][1][1]) + a[i];
}
else {
f[i][0][0] = max({ f[i - 1][0][0],f[i - 1][1][0] });
f[i][0][1] = -inf;
f[i][1][0] = max({ f[i - 1][0][1],f[i - 1][1][1] }) + a[i];
f[i][1][1] = -inf;
}
}
cout << max({ f[n][0][0],f[n][1][0] }) << '\n';
return 0;
}
方法三
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using ll = long long;
int a[1000007];
bool b[1000007];
ll f[1000007][3]; // 第i个位置，有给前面，没有不管/有自己用，没有从前面拿/一定有且给后面
int main() {
std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);
int n;
cin >> n;
for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> a[i];
for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> b[i];
for (int i = 1;i <= n;i++) {
if (b[i]) {
f[i][0] = f[i - 1][0] + a[i - 1];
f[i][1] = max(f[i - 1][0], f[i - 1][1]) + a[i];
f[i][2] = max({ f[i - 1][0], f[i - 1][1], f[i - 1][2] }) + a[i + 1];
}
else {
f[i][0] = max(f[i - 1][0], f[i - 1][1]);
f[i][1] = f[i - 1][2];
}
}
cout << max(f[n][0], f[n][1]) << '\n';
return 0;
}
本文来自博客园，作者：空白菌，转载请注明原文链接：https://www.cnblogs.com/BlankYang/p/17580860.html
