2019CCPC-江西省赛

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[Practice Link](https://cn.vjudge.net/contest/313014)

Solved	A	B	C	D	E	F	G	H	I	J	K
9/11	O	-	Ø	O	-	O	O	O	O	O	O

O 在比赛中通过
Ø 赛后通过
! 尝试了但是失败了
- 没有尝试

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A. Cotree

题意：
有两棵树，一共有 $n$ 个点，现在要求在两棵树中连一条边，使得他们变成一棵树，如何连边使下式最小：

\begin{array}{rcl} \sum_{i = 1}^{n} \sum_{j = i + 1}^{n} d i s (i, j) \end{array}

$\begin{eqnarray*} \sum\limits_{i = 1}^n \sum\limits_{j = i + 1}^n dis(i, j) \end{eqnarray*}$

思路：
我们可以单独考虑边的贡献，一条边的贡献是这条边两边的点数乘积。
那么新加的边的贡献是固定的。
我们考虑怎么减少已存在的边的贡献，其实我们可以感性的理解一下，我们最后选出的两个点相连，我们强制让它们成为他们各自树中的根，那么这么考虑：

令 $f[i]$ 表示以 $i$ 为根的子树中的边的贡献
那么转移有：

\begin{array}{rcl} f [u] = \sum_{v \in s o n [u]} f [v] + s z e [v] * (n - s z e [v]) \end{array}

$\begin{eqnarray*} f[u] = \sum\limits_{v \in son[u]} f[v] + sze[v] * (n - sze[v]) \end{eqnarray*}$

令 $g[i]$ 表示以 $i$ 为根的非子树中的边的贡献
那么转移有：

\begin{array}{rcl} g [u] = g [f a [u]] + f [f a [u]] - f [u] - (s z e [u]) * (n - s z e [u]) + (s z e [u] + S) * (n - s z e [u] - S) \end{array}

$\begin{eqnarray*} g[u] = g[fa[u]] + f[fa[u]] - f[u] - (sze[u]) * (n - sze[u]) + (sze[u] + S) * (n - sze[u] - S) \end{eqnarray*}$

其中 $S$ 代表另外一棵树的大小，最后那两部分主要是 $u \rightarrow fa[u]$ 那条边的贡献变了

代码：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

#define ll long long
#define N 100010
int n, S, T;
vector <vector<int>> G;

int fa[N], sze[N];
ll f[N], g[N];
void DFS(int u) {
	sze[u] = 1;
	f[u] = 0; 
	for (auto v : G[u]) if (v != fa[u]) {
		fa[v] = u;
		DFS(v);
		sze[u] += sze[v];
		f[u] += f[v]; 
		f[u] += 1ll * sze[v] * (n - sze[v]);
	}
}

ll DFS2(int u, int rt, int S) {
	if (u != rt) {
		g[u] = g[fa[u]] + f[fa[u]] - f[u] + 1ll * (n - sze[u] - S) * (sze[u] + S) - 1ll * sze[u] * (n - sze[u]);
	} else {
		g[u] = 0;
	}
	ll res = f[u] + g[u]; 
	for (auto v : G[u]) if (v != fa[u]) {
		res = min(res, DFS2(v, rt, S)); 
	}
	return res;
}

int main() {
	while (scanf("%d", &n) != EOF) {
		G.clear(); G.resize(n + 1);
		for (int i = 1; i <= n; ++i) fa[i] = -1;
		for (int i = 1, u, v; i < n - 1; ++i) {
			scanf("%d%d", &u, &v);    
			G[u].push_back(v);
			G[v].push_back(u);
		}
		int rt[2]; rt[0] = 1;
		fa[1] = 1;
		DFS(1); S = sze[1]; T = n - S;
		for (int i = 1; i <= n; ++i) {
			if (fa[i] == -1) {
				rt[1] = i;
				fa[i] = i;
				DFS(i);
				break;
			}
		}
		ll res = DFS2(1, 1, T) + DFS2(rt[1], rt[1], S) + 1ll * S * T;
		printf("%lld\n", res);
	}
	return 0;
}

C.Trap

题意：
有 $n$ 根长度为 $a_i$ 的棍子，询问有多少种方案选出四条边，使得它们的 $gcd = 1$ ，并且能够组成一个等腰梯形。

思路：
考虑 $f(d)$ 为长度为 $d$ 的倍数的棍子组成的方案数，那么可以容斥原理有：

\begin{array}{rcl} a n s = \sum_{i = 1}^{m a x l e n} f (i) μ (i) \end{array}

$\begin{eqnarray*} ans = \sum\limits_{i = 1}^{maxlen} f(i)\mu(i) \end{eqnarray*}$

其中 $\mu(i)$ 为莫比乌斯函数，它的定义如下：

\begin{array}{rcl} μ (n) = {\begin{array}{cccc} 1 & n = 1 \\ (- 1)^{k} & n = p_{1} p_{2}, \dots p_{k} n中无平方因数 \\ 0 & n中有>1的平方因数 \end{array} \end{array}

$\begin{eqnarray*} \mu(n) = \left\{ \begin{array}{cccc} 1 && n = 1 \\ (-1)^k && n = p_1p_2, \cdots p_k \text{n中无平方因数} \\ 0 && \text{n中有>1的平方因数} \end{array} \right. \end{eqnarray*}$

根据 $\mu(n)$ 的定义，我们发现当 $n$ 中奇数个质因子的时候 $\mu(n) = -1$ ，当 $n$ 中有偶数个质因子的时候 $\mu(n) = 1$ ，恰好是我们需要的容斥系数。
考虑怎么求解 $f(d)$ ，可以两个循环枚举上底和腰：

下底的范围是(上底, 上底 + 腰 * 2)
注意特判下底等于腰的情况和上底等于腰的情况，棍子是否足够

为什么下底的下界是上底 + 腰 * 2 ?
考虑等腰的那个等角越小的时候，下底越长，那么极限情况，就是角度为 $0$ 的时候，这时候长度就是上底 + 腰 * 2, 但是这个长度不合法，所以是开区间。

代码：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

#define ll long long
#define M 10010
int n, a[M], cnt[M];
vector <vector<int>> vec, fac;
int prime[M], check[M], mu[M], tot;

void init() {
	tot = 0;
	memset(check, 0, sizeof check);
	mu[1] = 1;
	fac.clear();
	fac.resize(M);
	for (int i = 2; i < M; ++i) {
		if (!check[i]) {
			prime[++tot] = i;
			mu[i] = -1;
		}
		for (int j = 1; j <= tot; ++j) {
			if (1ll * i * prime[j] >= M) break;
			check[i * prime[j]] = 1;
			if (i % prime[j] == 0) {
				mu[i * prime[j]] = 0;
				break;
			} else {
				mu[i * prime[j]] = -mu[i];
			}
		}
	}
	for (int i = 1; i < M; ++i) {
		for (int j = i; j < M; j += i) {
			fac[j].push_back(i);
		}
	}
}

int main() {
	init();
	while (scanf("%d", &n) != EOF) {
		vec.clear(); vec.resize(M);
		memset(cnt, 0, sizeof cnt);
		for (int i = 1; i <= n; ++i) {
			scanf("%d", a + i);
			++cnt[a[i]];
			for (auto it : fac[a[i]]) {
				vec[it].push_back(a[i]);
			}
		}
		ll res = 0;
		for (int i = 1; i < M; ++i) {
			if (vec[i].empty() || mu[i] == 0) continue;
			ll tmp = 0;
			sort(vec[i].begin(), vec[i].end());
			vec[i].erase(unique(vec[i].begin(), vec[i].end()), vec[i].end());
			int sze = vec[i].size(); 
			for (auto it : vec[i]) { //枚举上边
				int l = 0, r = 0;
				while (l < sze && vec[i][l] < it + 1) ++l;
				for (auto it2 : vec[i]) { //枚举腰 
					if (it != it2 && cnt[it2] >= 2) {
						while (r < sze - 1 && vec[i][r + 1] < it + 2 * it2) ++r;
						if (l < sze && r < sze && l <= r) {
							tmp += r - l + 1;
							if (vec[i][l] <= it2 && it2 <= vec[i][r]) {
								if (cnt[it2] < 3) --tmp;
							}
						}
					} else if (it == it2 && cnt[it] >= 3) {
						while (r < sze - 1 && vec[i][r + 1] < it + 2 * it2) ++r;
						if (l < sze && r < sze && l <= r) {
							tmp += r - l + 1;
						}	
					}
				}
			}
			res += tmp * mu[i];
		}
		printf("%lld\n", res);
	}
	return 0;
}

D.Wave

题意：
找一个最长的'wave'，要求满足以下限制：

序列长度大于等于 $2$
所有奇数位置上的数相同
所有偶数位置上的数相同
奇数位置和偶数位置的数不同

思路：
因为值域只有 $[1, 100]$ ，那么暴力枚举奇数位置上的数和偶数位置上的数即可。
时间复杂度 $\mathcal{O}(nc)$

代码：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

#define N 100010
int n, c, a[N];
int f[N][110], nx[110];

int main() {
	scanf("%d%d", &n, &c);	
	for (int i = 1; i <= n; ++i) scanf("%d", a + i);
	for (int i = 1; i <= c; ++i) nx[i] = n + 1, f[n + 1][i] = n + 1;
	for (int i = n; i >= 0; --i) {
		for (int j = 1; j <= c; ++j) {
			f[i][j] = nx[j];
		}
		if (i) nx[a[i]] = i;
	}
	int res = 0;
	for (int i = 1; i <= c; ++i) {
		for (int j = 1; j <= c; ++j) if (i != j) {
			int tmp = 0;
			int it = 0;
			while (it <= n) {
				it = f[it][i];
				if (it <= n) {
					tmp += 1;
				} else break;
				it = f[it][j];
				if (it <= n) {
					tmp += 1;
				} else break; 
			}
			if (tmp > 1) {
				res = max(res, tmp);	
			}
		}
	}
	printf("%d\n", res);
	return 0;
}

F.String

题意：
给出一个字符串，只包含'a', 'v', 'i', 'n', 要求从中等概率可重复的取出四个字符，问恰好是'avin'的概率是多少。

思路：
根据乘法原理计算即可。

代码：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

#define ll long long
#define N 110
int n;
char s[N];
int cnt[220];

int main() {
	while (scanf("%d", &n) != EOF) {
		scanf("%s", s + 1);
		memset(cnt, 0, sizeof cnt);
		for (int i = 1; i <= n; ++i) ++cnt[s[i]];
		if (!cnt['a'] || !cnt['v'] || !cnt['i'] || !cnt['n']) {
			puts("0/1");
		} else {
			ll a = 1ll * cnt['a'] * cnt['v'] * cnt['i'] * cnt['n'];
			ll b = 1ll * n * n * n * n;
			ll G = __gcd(a, b);
			a /= G;
			b /= G;
			printf("%lld/%lld\n", a, b);
		}
	}
	return 0;
}

G. Traffic

题意：
在一个十字路口，有 $n$ 辆东西走向的车，他们会在 $a_i$ 时刻到达，有 $m$ 辆南北走向的车，他们会在 $b_i$ 时刻到达。问需要让 $m$ 辆南北走向的车整体等待多少秒，使得他们的开始行动之后不会和东西走向的车相撞？

思路：
考虑 $a_i$ 和 $b_i$ 只有 $1000$ ，那么等待时间不会超过 $1000$ ，暴力枚举即可。

代码：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

#define N 5100
int n, m, a[N], b[N];

bool ok(int x) {
	for (int i = 1; i <= m; ++i) {
		if (a[b[i] + x]) {
			return 0;
		}
	}
	return 1;
}

int main() {
	while (scanf("%d%d", &n, &m) != EOF) {
		memset(a, 0, sizeof a);
		for (int i = 1, x; i <= n; ++i) {
			scanf("%d", &x);
			a[x] = 1;
		}
		for (int i = 1; i <= m; ++i) scanf("%d", b + i);
		for (int i = 0; i <= 2000; ++i) {
			if (ok(i)) {
				printf("%d\n", i);
				break;
			}
		}
	}
	return 0;
}

H.Rng

题意：
考虑随机选择一个区间的过程：

先从 $[1, n]$ 等概率选择 $r$
再在 $[1, r]$ 中等概率选择出 $l$
问随机选择两个区间，它们相交的概率？

思路：
考虑枚举 $r$ ：

考虑 $R$ 落在 $[r + 1, n]$ 的概率，即为：

\begin{array}{rcl} \frac{1}{n^{2}} \sum_{i = r + 1}^{n} \frac{r}{i} \end{array}

$\begin{eqnarray*} \frac{1}{n^2} \sum\limits_{i = r + 1}^n \frac{r}{i} \end{eqnarray*}$

考虑 $R$ 落在 $[l, r]$ 之间的概率，即为：

\begin{array}{rcl} \frac{1}{n} (\frac{1}{r} \sum_{i = 1}^{r} \frac{r - i + 1}{n}) \end{array}

$\begin{eqnarray*} \frac{1}{n}(\frac{1}{r} \sum\limits_{i = 1}^r \frac{r - i +1}{n}) \end{eqnarray*}$

代码：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

#define ll long long
#define N 1000010
const ll p = 1e9 + 7;
ll qmod(ll base, ll n) {
	ll res = 1;
	while (n) {
		if (n & 1) {
			res = res * base % p;
		}
		base = base * base % p;
		n >>= 1;
	}
	return res;
}
int n;
ll f[N], g[N], inv[N]; 

ll Sf(int l, int r) {
	if (l > r) return 0;
	return (f[r] - f[l - 1] + p) % p;
}

ll Sg(int l, int r) {
	if (l > r) return 0;
	return (g[r] - g[l - 1] + p) % p; 
}

void add(ll &x, ll y) {
	x += y;
	if (x >= p) x -= p;
}

int main() {
	inv[1] = 1;
	for (int i = 2; i < N; ++i) inv[i] = inv[p % i] * (p - p / i) % p;
	for (int i = 1; i < N; ++i) {
		f[i] = (f[i - 1] + i) % p;
		g[i] = (g[i - 1] + inv[i]) % p;
	}
	while (scanf("%d", &n) != EOF) {
		ll res = 0;
		for (int i = 1; i <= n; ++i) {
			add(res, 1ll * i * inv[n] % p * inv[n] % p * Sg(i + 1, n) % p);
			add(res, 1ll * inv[i] * inv[n] % p * inv[n] % p * (1ll * i * (i + 1) % p - Sf(1, i) + p) % p);
		}
		printf("%lld\n", res);
	}
	return 0;
}

I. Budget

签到题。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

#define ll long long
#define N 1100
int n;
char s[N];

ll get() {
	scanf("%s", s + 1);
	int len = strlen(s + 1); 
	int pos = -1;
	for (int i = 1; i <= len; ++i) {
		if (s[i] == '.') {
			pos = i;
			break;
		}
	}
	if (pos == -1 || len - pos < 3) return 0;
	int num = s[pos + 3] - '0';
	if (num <= 4) return -num;
	else return 10 - num; 
}

int main() {
	while (scanf("%d", &n) != EOF) {
		ll res = 0;
		for (int i = 1; i <= n; ++i) {
			res += get();
		}
		printf("%.3f\n", res * 0.001);
	}
	return 0;
}

J. Worker

题意：
有 $n$ 个销售点，有 $m$ 个销售员，每个销售员在第 $i$ 个销售点会产生 $a_i$ 的订单，问如何分配销售员使得每个销售点产生的订单相同。

思路：
首先单个销售点的订单量肯定是所有销售点 $a_i$ 的最小公倍数的倍数。
那么判断 $m$ 能否整除其最小公倍数即可，然后按比例分配。

代码：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

#define N 1100
#define ll long long
int n, a[N];
ll m, lcm;

void solve() {
	ll one = 0;
	for (int i = 1; i <= n; ++i) {
		one += lcm / a[i];
	}
	if (m % one) {
		puts("No");
		return;
	}
	ll cur = m / one;
	puts("Yes");
	for (int i = 1; i <= n; ++i) printf("%lld%c", cur * (lcm / a[i]), " \n"[i == n]);
}

int main() {
	while (scanf("%d%lld", &n, &m) != EOF) {
		for (int i = 1; i <= n; ++i) scanf("%d", a + i);
		lcm = a[1]; 
		for (int i = 2; i <= n; ++i) {
			lcm = lcm * a[i] / __gcd(lcm, 1ll * a[i]);
		}
		solve();
	}
	return 0;
}

K. Class

题意：
给出：

{\begin{cases} x & = & a + b \\ y & = & a - b \end{cases}

$\begin{cases} x &=& a + b \\ y &=& a - b \end{cases}$

计算 $a \cdot b$ 。

思路：
签到题。

代码：

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

int main() {
	int x, y;
	while (cin >> x >> y) {
		int a = (x + y) / 2;
		int b = (x - y) / 2;
		cout << a * b << "\n";
	}
	return 0;
}

posted @ 2019-07-22 08:31 Dup4 阅读(1035) 评论(0) 编辑收藏举报

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