IOI 2021 集训队作业胡扯「1, 50」

粉兔 AKIOI (详细揭秘)

粉兔做不完作业是怎么回事呢，小编也很好奇，但事实就是这样

粉兔 AKIOI 是假的

集训队作业官方网站：ioihw20.duck-ac.cn。

题目列表

A (WF         2014) : A B C E F G H I J K L
B (WF         2015) : B E G H J K L M
C (WF         2016) : A B D F H I J K M
D (WF         2017) : A B D G H J K L
E (WF         2018) : C D E G H I J
F (WF         2019) : B C F G I J K
G (NEERC      2017) : F G H I J K L
H (NEERC      2016) : B C D G I K L M
I (NEERC      2015) : B C D H I J K L
J (NEERC      2014) : C D E G H I
K (NEERC      2013) : A C D E G H I K
L (CERC       2017) : B C D E I K L
M (CERC       2016) : B D E G I J L
N (CERC       2015) : C E F G I J L
O (CERC       2014) : A B E G J K L
P (CERC       2013) : A D E G H J
Q (NEERC,NSub 2017) : C D E F G H J
R (NEERC,NSub 2016) : B D E G H I J
S (NEERC,NSub 2015) : D F G I K
T (NEERC,NSub 2014) : C E F H K
U (NEERC,NSub 2013) : C H I J L

表格

试题一 完成情况 试题二 完成情况 试题三 完成情况
UC DG RB ✔
HC IB FJ
GK ✔ UH QH
EE DJ IH
HL MI EJ
MB ✔ UI ED
AA BG ML
CF TE QG
PH UJ BB
CI SD NG
DK LD IJ
NC BJ ✔ FK
CH NJ RH
QF BE KI
AC PG HM
PJ ID EG
SI KC GI
OG ✔ CK DB
QE ✔ GH NI
OL ✔ KA MG
SG NL KH
QJ KG AB
KD IL NF ✔
CM NE HD
DH EC BM
LC ✔ CD JI
DL ME PE 暂无题解
LI ✔ AI RJ
SF II HG
RE LL OA
FB ✔ QD DA
TC AE CB
GF AG JC
PA TH EH
AJ TK ✔ EI
UL AF SK
BH RD OK 暂无题解
FC JD OE
TF FF DD ✔
CJ HK MJ
FG ✔ GL AL
FI IC QC
MD OJ HI
KK JH OB
BK ✔ GJ KE
CA IK ✔ LE
RI ✔ LK PD
JE LB HB
BL ✔ RG ✔ AH
AK ✔ GG ✔ JG

绿的表示主要没看题解，红的表示主要看了题解。

FB. Beautiful Bridges

本题是在获得集训队训练资料前就已经做过的，故写在开头。

详细题解请见：ICPC World Finals 2019 题解，评测链接。

FG. First of Her Name

本题是在获得集训队训练资料前就已经做过的，故写在开头。

详细题解请见：ICPC World Finals 2019 题解，评测链接。

2020-10-13

AK. Surveillance

题意简述

有一个周长为 \(n\) 的圆，等距分割为 \(n\) 小段，按顺序编号为 \(1 \sim n\)。

给定 \(k\) 个圆上的弧，每个覆盖一段连续的小段 \([a_i, b_i]\)，问最少选取其中多少个弧可以覆盖整个圆，或报告不可能完成。

数据范围：\(3 \le n \le {10}^6\)，\(1 \le k \le {10}^6\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>

const int MN = 1000005, MB = 20;

int N, K, Lg[MN], g[MB + 1][MN];
inline void Cover(int l, int r, int v) {
	int j = Lg[r - l + 1];
	g[j][l] = std::max(g[j][l], v);
	r -= (1 << j) - 1, g[j][r] = std::max(g[j][r], v);
}

int main() {
	scanf("%d%d", &N, &K);
	memset(g, -1, sizeof g), Lg[0] = -1;
	for (int i = 1; i <= N; ++i) Lg[i] = Lg[i - 1] + !(i & (i - 1));
	for (int i = 1; i <= K; ++i) {
		int l, r;
		scanf("%d%d", &l, &r), --l, --r;
		if (l <= r) Cover(l, r, r);
		else Cover(0, r, r), Cover(l, N - 1, r + N);
	}
	for (int j = MB; j >= 1; --j)
		for (int i = 0; i <= N - (1 << j); ++i)
			g[j - 1][i] = std::max(g[j - 1][i], g[j][i]),
			g[j - 1][i + (1 << (j - 1))] = std::max(g[j - 1][i + (1 << (j - 1))], g[j][i]);
	for (int i = 0; i < N; ++i) {
		if (g[0][i] == -1) return puts("impossible"), 0;
		g[0][i] -= i - 1;
	}
	for (int j = 0; j < MB; ++j) {
		for (int i = 0; i < N; ++i)
			g[j + 1][i] = g[j][i] + g[j][(i + g[j][i]) % N];
		if (*std::max_element(g[j + 1], g[j + 1] + N) >= N) {
			int Ans = K;
			for (int i = 0; i < N; ++i) {
				int d = 0, c = 0;
				for (int k = j; k >= 0; --k)
					if (d + g[k][(i + d) % N] < N)
						d += g[k][(i + d) % N], c |= 1 << k;
				Ans = std::min(Ans, c);
			}
			printf("%d\n", Ans + 1);
			return 0;
		}
	}
	return 0;
}

〔「SCOI2015」国旗计划〕弱化版。

判断可行性很简单。

对于求出最小选取的弧的数量，考虑倍增，对于每个小段，求从此处出发使用 \(2^j\) 个区间最多能向前遍历多长的距离。

时间复杂度为 \(\mathcal O (k + n \log n)\)，评测链接。

2020-10-16

OL. Outer space invaders

题意简述

有 \(n\) 个物体，第 \(i\) 个物体在时刻 \(a_i\) 出现，在时刻 \(b_i\) 消失，权值为 \(d_i\)。

在某个时刻，你可以用 \(R\) 的代价消灭所有权值 \(d_i \le R\) 的，且此时已经出现但还未消失的物体。

问消灭所有物体的最小代价之和，物体消失了不算被消灭。

数据范围：\(1 \le n \le 300\)，\(1 \le a_i < b_i \le {10}^4\)，\(1 \le d_i \le {10}^4\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <algorithm>

const int MN = 305;
const int Inf = 0x3f3f3f3f;

int N, a[MN], b[MN], d[MN];
int seq[MN * 2], cnt;
int f[MN * 2][MN * 2];

int main() {
	int Tests;
	scanf("%d", &Tests);
	while (Tests--) {
		scanf("%d", &N), cnt = 0;
		for (int i = 1; i <= N; ++i)
			scanf("%d%d%d", &a[i], &b[i], &d[i]),
			seq[++cnt] = a[i],
			seq[++cnt] = b[i] + 1;
		std::sort(seq + 1, seq + cnt + 1);
		cnt = std::unique(seq + 1, seq + cnt + 1) - seq - 1;
		for (int i = 1; i <= N; ++i)
			a[i] = std::lower_bound(seq + 1, seq + cnt + 1, a[i]) - seq,
			b[i] = std::lower_bound(seq + 1, seq + cnt + 1, b[i] + 1) - seq - 1;
		--cnt;
		for (int q = 1; q <= cnt; ++q) {
			for (int j = q; j <= cnt; ++j) {
				int i = j - q + 1, x = 0;
				for (int k = 1; k <= N; ++k)
					if (i <= a[k] && b[k] <= j)
						x = std::max(x, d[k]);
				f[i][j] = Inf;
				for (int k = i; k <= j; ++k)
					f[i][j] = std::min(f[i][j], f[i][k - 1] + x + f[k + 1][j]);
			}
		}
		printf("%d\n", f[1][cnt]);
	}
	return 0;
}

一开始容易想出一个贪心的做法，看到 \(n\) 这么小有点怀疑，果然贪心错了。

我们先离散化时间，把 \(a_i, b_i\) 的值域降至 \(\mathcal O (n)\)。

我们考虑 \(R\) 最大的那次操作，一定是把 \(d_i\) 最大的物体消灭了，所以也肯定同时消灭了同时存在的其他物体。

所以我们在 \(d_i\) 最大的物体的 \([a_i, b_i]\) 中枚举一个执行这次消灭的位置，然后分成左右两个子问题。

子问题中仅包含出现时间段完全落在子问题区间中的物体，因为其他都肯定被消灭了。

所以变成了个区间 DP。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n^3)\)，评测链接。

P.S. 有点像〔USACO 2019.12 Platinum T1. Greedy Pie Eaters〕，LOJ #3226，看起来不是个区间 DP 但是确实是？

GG. The Great Wall

题意简述

给定长度为 \(n\) 的三个数列 \(a, b, c\)（下标范围为 \(1 \sim n\)），一个整数 \(r\)（满足 \(1 \le r < n\)），和一个正整数 \(k\)。

可以选取两个下标 \(x, y\) 满足 \(r \le x < y \le n\)。

考虑两个长度为 \(r\) 的下标区间 \([x - r + 1, x]\) 和 \([y - r + 1, y]\)，并据此定义数列 \(h\)：

  • 如果下标 \(i\) 不属于这两个区间，则 \(h_i = a_i\)。
  • 如果下标 \(i\) 恰好属于一个区间，则 \(h_i = b_i\)。
  • 如果下标 \(i\) 属于全部两个区间，则 \(h_i = c_i\)。

最后，定义价值为 \(\displaystyle \sum_{i = 1}^{n} h_i\)。

所有的 \(x, y\) 的选取方案有 \(\frac{(n - r) (n - r + 1)}{2}\) 种，求其中价值第 \(k\) 小的方案的价值。

数据范围：\(2 \le n \le 3 \times {10}^4\)，\(1 \le k \le \frac{(n - r) (n - r + 1)}{2}\)，\(1 \le a_i < b_i < c_i \le {10}^6\)。

AC 代码 
#include <cstdio>

typedef long long LL;
const int MN = 30005, MS = 3300005;

int N, R; LL K;
LL A[MN], B[MN], C[MN], Sum;

#define mid (((l + r) - ((l + r) & 1)) / 2)
#define ls lc[i], l, mid
#define rs rc[i], mid + 1, r
int lc[MS], rc[MS], num[MS], cnt;
int rt1[MN], rt2[MN];
LL Lim;
void Mdf(int &i, LL l, LL r, LL p, int x) {
	++cnt, lc[cnt] = lc[i], rc[cnt] = rc[i], num[cnt] = num[i] + x, i = cnt;
	if (l == r) return ;
	p <= mid ? Mdf(ls, p, x) : Mdf(rs, p, x);
}
int Qur(int i, LL l, LL r, LL p) {
	if (!i) return 0;
	if (r <= p) return num[i];
	return p <= mid ? Qur(ls, p) : num[lc[i]] + Qur(rs, p);
}
#undef mid
#undef ls
#undef rs

void Init() {
	Lim = B[N] + C[N];
	for (int y = N; y > R; --y) {
		Mdf(rt1[y - 1] = rt1[y], -Lim, Lim, B[y] - C[y - R], 1);
		if (y + R <= N) Mdf(rt1[y - 1], -Lim, Lim, B[y + R] - C[y], -1);
	}
	for (int z = N - R; z > R; --z)
		Mdf(rt2[z - 1] = rt2[z], -Lim, Lim, B[z + R] - B[z], 1);
}

inline LL calc(LL mid) {
	LL sum = 0;
	for (int x = R; x < N; ++x)
		sum += Qur(rt1[x], -Lim, Lim, mid - C[x] + B[x - R]);
	for (int x = R; x < N - R; ++x)
		sum += Qur(rt2[x], -Lim, Lim, mid - B[x] + B[x - R]);
	return sum;
}

int main() {
	scanf("%d%d%lld", &N, &R, &K);
	for (int i = 1; i <= N; ++i) scanf("%lld", &A[i]), Sum += A[i];
	for (int i = 1; i <= N; ++i) scanf("%lld", &B[i]), B[i] -= A[i];
	for (int i = 1; i <= N; ++i) scanf("%lld", &C[i]), C[i] -= A[i] + B[i];
	for (int i = 1; i <= N; ++i) B[i] += B[i - 1], C[i] += C[i - 1];
	Init();
	LL lb = 0, rb = B[N] + C[N], mid, ans = -1;
	while (lb <= rb) {
		mid = (lb + rb) / 2;
		if (calc(mid) >= K) ans = mid, rb = mid - 1;
		else lb = mid + 1;
	}
	printf("%lld\n", Sum + ans);
	return 0;
}

类似于〔「NOI2010」超级钢琴〕。

令 \(c_i\) 减去 \(a_i + b_i\)，再令 \(b_i\) 减去 \(a_i\)，令 \(\displaystyle \mathrm{Sum} = \sum_{i = 1}^{n} a_i\)。

再令 \(\displaystyle {\mathrm{S}b}_k = \sum_{i = 1}^{k} b_i\) 和 \(\displaystyle {\mathrm{S}c}_k = \sum_{i = 1}^{k} c_i\)，即 \(b, c\) 的前缀和数列。

考虑如果 \([x - r + 1, x]\) 和 \([y - r + 1, y]\) 有交或刚好有触碰，即 \(x < y \le x + r\)：

  • 则价值为 \(\mathrm{Sum} + {\mathrm{S}b}_y - {\mathrm{S}b}_{x - r} + {\mathrm{S}c}_x - {\mathrm{S}c}_{y - r}\)。
    变换一下变成 \(\mathrm{Sum} + ({\mathrm{S}c}_x - {\mathrm{S}b}_{x - r}) + ({\mathrm{S}b}_y - {\mathrm{S}c}_{y - r})\)。

考虑如果 \([x - r + 1, x]\) 和 \([y - r + 1, y]\) 无交且不刚好触碰，即 \(x + r < y\)：

  • 则价值为 \(\mathrm{Sum} + ({\mathrm{S}b}_x - {\mathrm{S}b}_{x - r}) + ({\mathrm{S}b}_y - {\mathrm{S}b}_{y - r})\)。

我们考虑二分答案 \(\mathrm{Sum} + \mathrm{mid}\)，统计价值小于等于 \(\mathrm{Sum} + \mathrm{mid}\) 的 \((x, y)\) 数对的数量。

对上述两种情况分别统计，我们固定 \(x\)，统计符合条件的 \(y\) 的数量。

对于每个 \(x\)，合法的 \(y\) 是一个区间，且对于 \(x\) 的连续变化，区间的变化量是 \(\mathcal O (1)\)。

而且我们是需要在值域上求一维偏序，所以考虑以值域维度建数据结构。

可以发现主席树符合我们的要求，对两种情况分别建立对应的主席树，然后对于固定的 \(x\) 查询值域前缀上的 \(y\) 数量即可。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n \log^2 (n v))\)，其中 \(v\) 为值域，评测链接。

P.S. 可以发现，此处没有必要使用主席树的，每次对二分的答案进行计算的时候扫描线即可，但是如果不做值域离散化的话，这种方法在时间和空间复杂度或常数上均没有显著改进，所以此处使用了主席树。

QE. Equal Numbers

题意简述

有 \(n\) 个数 \(a_1, a_2, \ldots , a_n\)。你可以对它们执行操作：选取任意一个数 \(a_i\)，把它乘以任意正整数 \(x\)，即 \(a_i \gets a_i \cdot x\)。

请你对所有 \(k\)（满足 \(0 \le k \le n\)）求出：执行 \(k\) 次操作后，这些数中不同的数值个数的最小值。

数据范围：\(1 \le n \le 3 \times {10}^5\)，\(1 \le a_i \le {10}^6\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <algorithm>

const int MS = 1000005, MN = 300005;

int N, Lim, C, b[MS], d[MS];
int s1[MN], t1;
int s2[MN], t2;
int ans1[MN], ans2[MN];

int main() {
	scanf("%d", &N), Lim = 1000000;
	for (int i = 1, x; i <= N; ++i)
		scanf("%d", &x), ++b[x];
	for (int i = 1; i <= Lim; ++i)
		if (b[i]) ++C, s1[++t1] = b[i];
	for (int i = 1; i <= Lim; ++i)
		for (int j = i; j <= Lim; j += i)
			d[i] += b[j];
	for (int i = 1; i <= Lim; ++i)
		if (b[i] && d[i] > b[i]) s2[++t2] = b[i];
	if (C == 1) {
		for (int i = 0; i <= N; ++i) printf("1%c", " \n"[i == N]);
		return 0;
	}
	std::sort(s1 + 1, s1 + t1 + 1);
	std::sort(s2 + 1, s2 + t2 + 1);
	s1[1] += s1[2], --t1;
	for (int i = 2; i <= t1; ++i) s1[i] = s1[i + 1];
	for (int i = 1, p = 0; i <= t1; ++i) ++ans1[p += s1[i]];
	for (int i = 1, p = 0; i <= t2; ++i) ++ans2[p += s2[i]];
	for (int i = 1; i <= N; ++i) ans1[i] += ans1[i - 1], ans2[i] += ans2[i - 1];
	for (int i = 0; i <= N; ++i) printf("%d%c", C - std::max(ans1[i], ans2[i]), " \n"[i == N]);
	return 0;
}

在所有质因数维度分解后，这实际上是一个无限维偏序空间，可以把一个点移到大于它的位置上。

在这个空间中，初始有一些位置本来就有点了，还有一些位置初始时是空的。

在 \(k\) 一定时，显然不会对一个点操作多次（除非取 \(x = 1\) 进行操作）。

所以我们假定一个点一定只会操作最多一次，不允许 \(x = 1\) 的操作，把条件改成进行 \(\le k\) 次操作即可。

也就是有一个大小不超过 \(k\) 的点集会进行操作，其他的点都在原地不动，我们可以给出几个基本结论：

  • 初始时位置相同的点，如果其中一个被操作了，它们全体一定会一起被操作，且操作的 \(x\) 均相同。这是因为如果其中有不被操作的点，则全体都不被操作不会使答案更劣，如果全体都被操作了，令它们的操作的 \(x\) 相同，也不会使答案更劣。
  • 位置相同的一群点，被操作后有可能落到了初始时本来就有点的位置上，也可能落到初始时是空的位置上。
    • 如果有一群这样的点落到了初始时是空的位置上，则令它落到的位置变为一个无穷远点（各维度坐标足够大以保证在题目范围内的所有数值都能转移到它，比如 \(\operatorname{lcm}(1, 2, \ldots , {10}^6)\)，是所有范围内的数的倍数），而且令所有被操作的点都落到同样的这个无穷远点上，不会使答案更劣。
    • 否则，所有被操作的点都落到了初始时就有点的位置上，而这个位置上原有的点一定不会被操作。这是因为如果它们被操作了，移动到其他点上去了，则之前的那个点也是可以移动到这个新位置上的，如果新位置上原有的点仍然被操作了，我们继续去找新的新位置，直至最终找到一个原有的点没有被操作的位置，把之前访问到的所有点集都移动到这个位置即可。上面的过程能够成立主要依靠：第一点是，转移关系是偏序，所以具有传递性；第二点是，点的数量是有限的，所以这个过程可以在有限步内结束。

也就是说，初始时 \(a_i\) 在数值上相同的一群 \(i\)，它们的行动是统一的，而且之后只有两种情况：

  1. 所有被操作的点都跑到了同一个无穷远的位置上，且这个位置在初始时肯定是没有点的。假设有 \(c\) 个初始时数值不相同的点集被操作了，则此时答案就比 \(k = 0\)（即初始状态）时减少 \((c - 1)\)，因为原来的 \(c\) 个位置上的点消失了，增加了一个无穷远位置上的点。
  2. 每个被操作的初始时数值不相同的点集，都移动到了一个初始时就有点的位置上，且这个位置上原有的点是不会被操作的。假设有 \(c\) 个初始时数值不相同的点集被操作了，则此时答案就比 \(k = 0\)（即初始状态）时减少 \(c\)。注意这个情况和第一种情况相比，有的初始点集是无法被操作的，也即那些无法转移到其他初始时就有点的位置上的点集，换句话说就是这个偏序关系上的「最大值」，在原问题中体现为数集 \(a\) 中没有它的倍数的那些数。

我们对这两种情况分别处理即可。可以开一个桶然后做一个倍数的统计，然后确定出能参与第二种情况的点集。之后再对两种情况中的可操作点集按照大小从小到大排序，分别维护两种情况的答案数组。最终输出时输出两个数组中对应位置的较小值即可。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n \log n + v \log v)\)，其中 \(v\) 是值域，评测链接。

BJ. Tile Cutting

题意简述

如果有一个长为 \(x\) 宽为 \(y\) 的矩形，其中 \(x, y\) 是整数，你可以选择两个整数 \(a, b\) 满足 \(1 \le a < x\) 和 \(1 \le b < y\)。

然后在矩形长为 \(x\) 的边的左起 \(a\) 个单位长度，宽为 \(y\) 的边的左起 \(b\) 个单位长度处标记点，对四条边均是如此。

同时你需要保证这四个点是关于矩形的正中心，中心对称的。顺次连接四个点可以得到一个平行四边形。

记这个平行四边形的面积为 \(w\)。我们定义 \(f(w)\) 为能够得到面积为 \(x\) 的平行四边形的有序数对 \((x, y, a, b)\) 的数量。

有 \(Q\) 次询问，每次询问给出 \(l, r\)，你需要求出 \(f(w)\)（\(l \le w \le r\)）的最大值，以及取到这个值的 \(w\) 的值，有多个 \(w\) 取最小的。

数据范围：\(1 \le Q \le 500\)，\(1 \le l \le r \le 5 \times {10}^5\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <algorithm>

typedef long long LL;
const int Mod = 998244353;
const int G = 3, iG = 332748118;
const int MS = 1 << 20;

inline int qPow(int b, int e) {
	int a = 1;
	for (; e; e >>= 1, b = (LL)b * b % Mod)
		if (e & 1) a = (LL)a * b % Mod;
	return a;
}
inline int gInv(int b) { return qPow(b, Mod - 2); }

int Sz, InvSz, R[MS], ws[MS], MaxSz;
inline int getB(int N) { int Bt = 0; while (1 << Bt < N) ++Bt; return Bt; }
inline void InitFNTT(int N) {
	int Bt = getB(N);
	if (Sz == (1 << Bt)) return ;
	Sz = 1 << Bt, InvSz = Mod - (Mod - 1) / Sz;
	for (int i = 1; i < Sz; ++i) R[i] = R[i >> 1] >> 1 | (i & 1) << (Bt - 1);
	if (!MaxSz) MaxSz = 2, ws[1] = 1;
	while (MaxSz < Sz) {
		int w = qPow(G, (Mod - 1) / (2 * MaxSz));
		for (int i = MaxSz / 2; i < MaxSz; ++i)
			ws[i << 1] = ws[i], ws[i << 1 | 1] = (LL)ws[i] * w % Mod;
		MaxSz <<= 1;
	}
}

inline void FNTT(int *A, int Ty) {
	for (int i = 0; i < Sz; ++i) if (R[i] < i) std::swap(A[R[i]], A[i]);
	for (int j = 1, j2 = 2; j < Sz; j <<= 1, j2 <<= 1) {
		int X, Y;
		for (int i = 0; i < Sz; i += j2) {
			for (int k = 0; k < j; ++k) {
				X = A[i + k], Y = (LL)ws[j + k] * A[i + j + k] % Mod;
				A[i + k] -= (A[i + k] = X + Y) >= Mod ? Mod : 0;
				A[i + j + k] += (A[i + j + k] = X - Y) < 0 ? Mod : 0;
			}
		}
	}
	if (!~Ty) {
		for (int i = 0; i < Sz; ++i) A[i] = (LL)A[i] * InvSz % Mod;
		std::reverse(A + 1, A + Sz);
	}
}

inline void PolyConv(int *_A, int N, int *_B, int M, int *_C, int tN = -1) {
	if (tN == -1) tN = N + M - 1;
	static int A[MS], B[MS];
	InitFNTT(N + M - 1);
	for (int i = 0; i < N; ++i) A[i] = _A[i];
	for (int i = N; i < Sz; ++i) A[i] = 0;
	for (int i = 0; i < M; ++i) B[i] = _B[i];
	for (int i = M; i < Sz; ++i) B[i] = 0;
	FNTT(A, 1), FNTT(B, 1);
	for (int i = 0; i < Sz; ++i) A[i] = (LL)A[i] * B[i] % Mod;
	FNTT(A, -1);
	for (int i = 0; i < tN; ++i) _C[i] = A[i];
}

const int MN = 500005, MP = 41539;

bool ip[MN];
int p[MP], pc;
int h[MN], sig[MN], f[MN];
int ST[19][MN];
void Init(int N) {
	sig[1] = 1;
	for (int i = 2; i <= N; ++i) {
		if (!ip[i]) p[++pc] = i, sig[i] = 2, h[i] = 1;
		for (int j = 1, k; j <= pc; ++j) {
			if ((k = p[j] * i) > N) break;
			ip[k] = 1;
			if (i % p[j]) {
				sig[k] = sig[i] * 2;
				h[k] = i;
			} else {
				sig[k] = sig[h[i]] * (sig[i / h[i]] + 1);
				h[k] = h[i];
			}
		}
	}
	PolyConv(sig, N + 1, sig, N + 1, f, N + 1);
	for (int i = 1; i <= N; ++i) ST[0][i] = i;
	for (int j = 0; 2 << j <= N; ++j)
		for (int i = 2 << j; i <= N; ++i) {
			int p1 = ST[j][i - (1 << j)];
			int p2 = ST[j][i];
			ST[j + 1][i] = f[p1] >= f[p2] ? p1 : p2;
		}
}

inline int RMQ(int l, int r) {
	int j = 31 - __builtin_clz(r - l + 1);
	int p1 = ST[j][l + (1 << j) - 1];
	int p2 = ST[j][r];
	return f[p1] >= f[p2] ? p1 : p2;
}

int main() {
	Init(500000);
	int Tests;
	scanf("%d", &Tests);
	while (Tests--) {
		int l, r;
		scanf("%d%d", &l, &r);
		int ans = RMQ(l, r);
		printf("%d %d\n", ans, f[ans]);
	}
	return 0;
}

令 \(c = x - a\) 和 \(d = y - b\)，此时 \(w = (a + c) (b + d) - a d - b c = a b + c d\)。其中 \(a, b, c, d\) 都是正整数。

也就是说令 \(f(w)\) 的 \(\mathbf{OGF}\) 为 \(F\)，则我们有 \(F = G^2\)，其中 \(G\) 为 \(\sigma_0 (w)\)（因数个数函数）的 \(\mathbf{OGF}\)。

我们只需筛出因数个数函数，然后 NTT 做卷积，然后建立 ST 表进行 RMQ 的查询即可。

时间复杂度为 \(\mathcal O (v \log v + Q)\)，其中 \(v\) 为值域即 \(\max r\)，评测链接。

2020-10-20

LI. Intrinsic Interval

题意简述

给定一个 \(1 \sim n\) 的排列 \([\pi_1, \pi_2, \ldots , \pi_n]\)。再给出 \(m\) 个询问，第 \(i\) 个询问给出 \(a_i, b_i\)，你需要求出包含区间 \([a_i, b_i]\) 的最小连续段。

数据范围：\(1 \le n, m \le {10}^5\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#include <vector>
#include <queue>

const int MN = 100005, MQ = 100005, MS = 1 << 18 | 7;

int N, Q, A[MN], iA[MN], lb[MQ], Ans1[MQ], Ans2[MQ];
std::vector<int> V[MN];

#define li (i << 1)
#define ri (li | 1)
#define mid ((l + r) >> 1)
#define ls li, l, mid
#define rs ri, mid + 1, r
int val[MS], pos[MS], tg[MS];
inline void P(int i, int x) {
	tg[i] += x, val[i] += x;
}
inline void Pushdown(int i) {
	if (tg[i]) P(li, tg[i]), P(ri, tg[i]), tg[i] = 0;
}
void Build(int i, int l, int r) {
	pos[i] = r;
	if (l == r) return ;
	Build(ls), Build(rs);
}
void Mdf(int i, int l, int r, int a, int b, int x) {
	if (r < a || b < l) return ;
	if (a <= l && r <= b) return P(i, x);
	Pushdown(i), Mdf(ls, a, b, x), Mdf(rs, a, b, x);
	if (val[ri] <= val[li]) val[i] = val[ri], pos[i] = pos[ri];
	else val[i] = val[li], pos[i] = pos[li];
}
int Qur(int i, int l, int r, int b) {
	if (b < l || val[i] > 1) return -1;
	if (pos[i] <= b) return pos[i];
	Pushdown(i);
	int p = Qur(rs, b);
	if (p != -1) return p;
	return Qur(ls, b);
}

struct Cmp {
	bool operator () (int i, int j) {
		return lb[i] < lb[j];
	}
};
std::priority_queue<int, std::vector<int>, Cmp> pq;

int main() {
	scanf("%d", &N);
	for (int i = 1; i <= N; ++i) scanf("%d", &iA[i]), A[iA[i]] = i;
	scanf("%d", &Q);
	for (int i = 1, r; i <= Q; ++i) scanf("%d%d", &lb[i], &r), V[r].push_back(i);
	Build(1, 1, N);
	for (int i = 1; i <= N; ++i) {
		int p = iA[i];
		Mdf(1, 1, N, A[p - 1] < i ? A[p - 1] + 1 : 1, i, 1);
		if (p <= N && A[p + 1] < i) Mdf(1, 1, N, 1, A[p + 1], -1);
		for (int j : V[i]) pq.push(j);
		while (!pq.empty()) {
			int j = pq.top();
			int l = Qur(1, 1, N, lb[j]);
			if (l == -1) break;
			pq.pop(), Ans1[j] = l, Ans2[j] = i;
		}
	}
	for (int i = 1; i <= Q; ++i) printf("%d %d\n", Ans1[i], Ans2[i]);
	return 0;
}

析合树可做，但我不会。

我们考虑用线段树求连续段的方法，有两种方法：一种是扫描线维护两个单调栈；另一种是在值域上扫描，固定值域区间右端点，维护每个值域区间左端点对应形成的段数，在每个段的最左侧统计就是维护相邻两个位置，左边在值域区间外而右边在值域区间内的位置个数。

我喜欢用后者，因为两个单调栈很不好玩。

但是在值域上做扫描线真的可以去求下标区间上的相关问题吗？

没关系，只要先把排列 \(\pi\) 变成它的逆就行了，也就是说我们对 \(\pi^{-1}\) 执行上述算法，并且把 \([a_i, b_i]\) 看成在值域上的区间。

我们注意到关于连续段的一个性质，也就是如果两个连续段相交但不相包含，则它们的交也是一个连续段。

通过这个性质可知，答案是唯一的，而且假设答案为 \([l, r]\)，我们还有 \(r\) 是所有包含 \([a_i, b_i]\) 的连续段中最靠左的右端点。

我们提前把区间 \([a_i, b_i]\) 挂在它的右端点 \(b_i\) 处。在扫描线的时候扫到 \(b_i\) 后，就把 \(a_i\) 加进一个大根堆中。

尝试回答询问时，我们按 \(a_i\) 从大到小从大根堆中取出元素，然后在线段树上查值域区间左端点在 \([1, a_i]\) 之间时是否存在连续段，如果存在，返回左端点最靠右的一个。此时如果返回的是存在，则该询问 \(i\) 的答案就是 \([l, r]\)，其中 \(l\) 为返回值，\(r\) 为当前扫描线扫到的右端点位置。这种方法最终表现常数较小，可能是因为线段树的访问次数较少。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n \log n + m \log m)\)，评测链接。

2020-10-21

IK. King’s Inspection

题意简述

给定一张有 \(n\) 个点，\(m\) 条有向边的有向图，问是否存在哈密顿圈。如果有，输出一种方案。

数据范围：\(1 \le n \le {10}^5\)，\(0 \le m \le n + 20\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <vector>

const int MN = 100005, MD = 25;

int N, M;
std::vector<int> G[MN];
int f[MN], dis[MN], vis[MN];

int Solve(int u, int c) {
	if (vis[u]) return c - vis[u];
	vis[u] = c;
	if ((int)G[u].size() > 1)
		return f[u] = u, dis[u] = 1, 0;
	int d = Solve(G[u][0], c + 1);
	if (f[G[u][0]]) {
		f[u] = f[G[u][0]];
		dis[u] = dis[G[u][0]] + 1;
		return 0;
	}
	return d;
}

int stk[MD], tp;

int cho[MN], vis2[MN], cnt;
inline bool check() {
	++cnt;
	int u = stk[1], len = 0;
	while (1) {
		if (vis2[u] == cnt)
			return u == stk[1] && len == N;
		vis2[u] = cnt;
		len += dis[G[u][cho[u]]];
		u = f[G[u][cho[u]]];
	}
}
bool DFS(int st) {
	if (st > tp) return check();
	int u = stk[st];
	for (int j = 0; j < (int)G[u].size(); ++j) {
		cho[u] = j;
		if (DFS(st + 1)) return 1;
	}
	return 0;
}

int main() {
	scanf("%d%d", &N, &M);
	for (int i = 1, x, y; i <= M; ++i) {
		scanf("%d%d", &x, &y);
		G[x].push_back(y);
	}
	for (int i = 1; i <= N; ++i) if (G[i].empty())
		return puts("There is no route, Karl!"), 0;
	for (int i = 1; i <= N; ++i) if (!f[i]) {
		int d = Solve(i, 1);
		if (d) {
			if (d != N) return puts("There is no route, Karl!"), 0;
			printf("1 ");
			for (int x = G[1][0]; x != 1; x = G[x][0])
				printf("%d ", x);
			puts("1");
			return 0;
		}
	}
	for (int i = 1; i <= N; ++i)
		if ((int)G[i].size() > 1)
			stk[++tp] = i;
	if (DFS(1)) {
		printf("1 ");
		for (int x = G[1][cho[1]]; x != 1; x = G[x][cho[x]])
			printf("%d ", x);
		puts("1");
		return 0;
	}
	puts("There is no route, Karl!");
	return 0;
}

这题就非常搞笑了，注意到一个哈密顿圈已经有 \(n\) 条边了，最多多出 \(20\) 条。

我们先判断是不是每个点都有出度，如果是的话，出度 \(\ge 2\) 的点就只有最多 \(20\) 个了。

我们先对出度 \(= 1\) 的点进行一个缩点，以降低后面的复杂度。

然后对那最多 \(20\) 个点进行枚举出边的 DFS，不难证明这部分最多 \(2^{20}\) 种情况。

枚举完之后的 check 因为已经缩点过了，所以只要 \(\mathcal O (m - n)\) 次运算就能判断。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n + (m - n) 2^{m - n})\)，评测链接。

2020-10-22

DD. Money for Nothing

题意简述

给出数轴上 \(m\) 个左端点和 \(n\) 个右端点。

第 \(i\) 个左端点的位置为 \(d_i\)，权值为 \(p_i\)。

第 \(i\) 个右端点的位置为 \(e_i\)，权值为 \(q_i\)。

你需要选取一个左端点 \(x\) 和一个右端点 \(y\)，满足 \(d_x < e_y\)，并获得 \((e_y - d_x) (q_y - p_x)\) 的收益。

请求出能够获得收益的最大值，如果无法进行选择或最大收益为负数，则输出 \(0\)。

数据范围：\(1 \le n, m \le 5 \times {10}^5\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <algorithm>

typedef long long LL;
const int MN = 500005;

int M, N;
int p[MN], d[MN], zm[MN], tM;
int q[MN], e[MN], zn[MN], tN;
LL Ans;

inline LL Calc(int x, int y) {
	return (LL)(e[zn[y]] - d[zm[x]]) * (q[zn[y]] - p[zm[x]]);
}
void Solve(int l, int r, int a, int b) {
	if (r < l) return ;
	int mid = (l + r) / 2, pos = 0;
	for (int i = a; i <= b; ++i)
		if (!pos || Calc(mid, i) > Calc(mid, pos))
			pos = i;
	if (e[zn[pos]] > d[zm[mid]] && q[zn[pos]] > p[zm[mid]])
		Ans = std::max(Ans, Calc(mid, pos));
	Solve(l, mid - 1, a, pos);
	Solve(mid + 1, r, pos, b);
}

int main() {
	scanf("%d%d", &M, &N);
	for (int i = 1; i <= M; ++i) scanf("%d%d", &p[i], &d[i]), zm[i] = i;
	for (int i = 1; i <= N; ++i) scanf("%d%d", &q[i], &e[i]), zn[i] = i;
	std::sort(zm + 1, zm + M + 1, [](int i, int j) {
		return d[i] == d[j] ? p[i] < p[j] : d[i] < d[j];
	});
	std::sort(zn + 1, zn + N + 1, [](int i, int j) {
		return e[i] == e[j] ? q[i] > q[j] : e[i] > e[j];
	});
	tM = 1, tN = 1;
	for (int i = 2; i <= M; ++i) if (p[zm[i]] < p[zm[tM]]) zm[++tM] = zm[i];
	for (int i = 2; i <= N; ++i) if (q[zn[i]] > q[zn[tN]]) zn[++tN] = zn[i];
	M = tM, N = tN;
	std::reverse(zn + 1, zn + N + 1);
	Solve(1, M, 1, N);
	printf("%lld\n", Ans);
	return 0;
}

我们把每个左端点看成坐标系中的 \((d_i, p_i)\)，右端点看成坐标系中的 \((e_i, q_i)\)。

也就是求选择一个左端点作为左下角，一个右端点作为右上角，中间形成的矩形的最大面积。

我们首先发现，如果一个左端点 \(i\) 满足：存在一个左端点 \(j \ne i\) 使得 \(d_j \le d_i\) 且 \(p_j \le p_i\)，也即 \(j\) 在 \(i\) 的左下角，那么这个左端点 \(i\) 是可以被删去的。

同理如果一个右端点 \(i\) 的右上角有其他的右端点，它也是可以被删去的。

我们把无用的点删去之后，所有左端点就保证形成一个左上到右下的链状，所有右端点也一样。

这时候其实是有一个决策单调性的套路的：

  • 我们将所有左端点按照横坐标排序，然后按顺序编号，所有右端点也一样编号。
  • 我们先做一个假设：所有左端点都是能匹配上至少一个右端点的，也即对于每个左端点，都至少有一个右端点在它的右上角。
  • 那么每个左端点是有一个最优右端点选取位置的，记作 \(g_i = j\)，表示左端点 \(i\) 在右端点为 \(j\) 时取到最大面积。
  • 我们可以证明一定有 \(g_{i - 1} \le g_i\)，因为如果 \(g_{i - 1} > g_i\) 可以导出矛盾：
    • 考虑 \(g_{i - 1} = j\) 而 \(g_i = k\)，且 \(k < j\)。
    • 即 \((e_k - d_{i - 1}) (q_k - p_{i - 1}) < (e_j - d_{i - 1}) (q_j - p_{i - 1})\)；
    • 和 \((e_k - d_i) (q_k - p_i) > (e_j - d_i) (q_j - p_i)\)。
    • 两式相减：\(e_k p_i + d_i q_k - e_k p_{i - 1} - d_{i - 1} q_k < e_j p_i + d_i q_j - e_j p_{i - 1} - d_{i - 1} q_j\)。
    • 变换一下：\((e_j - e_k) (p_{i - 1} - p_i) < (d_i - d_{i - 1}) (q_j - q_k)\)。
    • 左边是两个正数相乘，是正数，右边是正数乘负数，是负数，导出矛盾。
  • 上面的证明稍微有点不严谨的地方：比如 \(g_i\) 不唯一的时候怎么办，可以证明此时后文中的算法也同样成立，在此不展开。
  • 接下来我们考虑删去那个假设，如果某个左端点没有合法的右端点进行匹配怎么办？
  • 注意到，如果按照那个公式，一个左端点如果匹配左上角或者右下角的右端点，贡献都是负的。
  • 只有匹配左下角的右端点的时候，贡献又会变回正数，但是这个时候我们不能把贡献计入答案。
  • 此时只需注意两点：
    • 上面的论证是不依靠左端点和右端点之间的关系的：只依靠了左端点或右端点内部的大小关系。
    • 一个左端点是不可能同时匹配到右上角和左下角的两个右端点的。
  • 所以计算得到 \(g_i\) 之后，如果 \(g_i\) 的贡献是负数，则说明没有右上角或者左下角的右端点，不用管。
  • 如果 \(g_i\) 的贡献是正数，但是取到的是右下角的右端点，则不更新答案也不会漏算，因为不可能匹配到合法的右端点。
  • 所以只有当我们检查到右端点 \(g_i\) 是严格在 \(i\) 的右上方的时候才去更新答案，这样不会漏算，而且 \(g\) 序列还满足性质。

不过这并没有什么用，因为我们算 \(g\) 序列的时间复杂度仍然不可接受。

这个时候就直接用分治求决策单调性的算法就行了。

我们考虑 \(m\) 个左端点中一半的位置 \(\mathrm{mid} \approx m / 2\)，然后用 \(\mathcal O (n)\) 的时间在所有右端点中暴力遍历，求出 \(g_{\mathrm{mid}}\)。

然后递归进 \([1, \mathrm{mid} - 1]\) 和 \([\mathrm{mid} + 1, m]\) 两个子区间，它们右端点的遍历范围也分别缩短为 \([1, g_{\mathrm{mid}}]\) 和 \([g_{\mathrm{mid}}, n]\)。

这样只会递归 \(\log m\) 层，每层的总时间复杂度是 \(\mathcal O (n)\) 的。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n \log n + m \log m)\)，评测链接。

2020-10-23

BL. Weather Report

题意简述

有一个 \(n\) 位四进制数，每一位都有 \(p_i\) 的概率为 \(i\)（\(0 \le i < 4\)）。

总共可以产生 \(4^n\) 个不同的数 ，但是每一个产生的概率不同。

你需要给每个数分配一个编码，每个编码是一个二进制序列。

你需要保证没有任何两个二进制序列，满足其中一个是另一个的前缀，也就是说这是一套前缀编码。

你需要求出当使用最优编码方案时，这个四进制数按规则随机产生时，对应的编码的最短期望长度。

数据范围：\(1 \le n \le 20\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <queue>

typedef long long LL;
typedef double r80;

int N;
r80 pr[5];

struct dat {
	r80 val;
	LL cnt;
	dat() {}
	dat(r80 v, LL c) : val(v), cnt(c) {}
	friend bool operator < (dat x, dat y) {
		return x.val > y.val;
	}
};
std::priority_queue<dat> pq;

int main() {
	scanf("%d", &N);
	for (int i = 1; i <= 4; ++i) scanf("%lf", &pr[i]);
	LL c1 = 1;
	r80 z1 = 1;
	for (int i = 1; i <= N; ++i) c1 *= i;
	for (int a = 0; a <= N; ++a, z1 *= pr[1], c1 /= a) {
		LL c2 = c1;
		r80 z2 = z1;
		for (int b = 0; b <= N - a; ++b, z2 *= pr[2], c2 /= b) {
			LL c3 = c2;
			r80 z3 = z2;
			for (int c = 0; c <= N - a - b; ++c, z3 *= pr[3], c3 /= c) {
				LL c4 = c3;
				r80 z4 = z3;
				for (int d = 1; d <= N - a - b - c; ++d)
					z4 *= pr[4], c4 /= d;
				pq.push(dat(z4, c4));
			}
		}
	}
	printf("%d\n", (int)pq.size());
	int mx = 0, cc = 0;
	r80 Ans = 0;
	while (!pq.empty()) {
		mx = mx < (int)pq.size() ? (int)pq.size() : mx;
		++cc;
		dat p = pq.top(); pq.pop();
		if (p.cnt >= 2)
			Ans += (2 * p.val) * (p.cnt / 2),
			pq.push(dat(2 * p.val, p.cnt / 2));
		if (p.cnt % 2 == 1) {
			if (pq.empty()) break;
			dat q = pq.top(); pq.pop();
			Ans += p.val + q.val;
			pq.push(dat(p.val + q.val, 1));
			if (q.cnt >= 2)
				pq.push(dat(q.val, q.cnt - 1));
		}
	}
	printf("%.10f\n", Ans);
	printf("%d, %d\n", mx, cc);
	return 0;
}

这显然是一个哈夫曼编码的问题，但是我们并不能生成所有 \(4^n\) 个数去直接模拟哈夫曼编码的过程。

注意到不同的出现概率最多只有 \(\displaystyle \binom{n + 3}{3}\) 种，我们把相同的概率合并进行加速即可。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n^4 \log n)\)，评测链接。

RG. Gangsters in Central City

题意简述

有一棵 \(n\)（\(n \ge 2\)）个点的以 \(1\) 号点为根的有根树。本题中叶子结点很重要，显然根不是叶子结点。

有一些叶子结点是黑色的，其它所有结点都是白色的。

你需要切断一些边，使得根（\(1\) 号点）所在的连通块均是白色结点，即不和黑色的叶子连通。

你需要最小化切断的边的数量，同时尽量最小化与根不连通的白色叶子数量。

有 \(q\) 次操作，每次改变一个叶子结点的颜色，你需要在每次改变后回答上述两个你需要最小化的值。

初始时没有叶子结点是黑色的。

数据范围：\(2 \le n \le {10}^5\)，\(1 \le q \le {10}^5\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#include <vector>
#include <set>

const int MN = 100005;

int N, par[MN];
std::vector<int> G[MN];

int bel[MN], dep[MN], siz[MN], cnt[MN], pref[MN], top[MN], dfn[MN], idf[MN], dfc;
void DFS0(int u, int b) {
	bel[u] = b, siz[u] = 1, cnt[u] = G[u].empty();
	for (int v : G[u]) {
		dep[v] = dep[u] + 1;
		DFS0(v, b ? b : v);
		siz[u] += siz[v];
		cnt[u] += cnt[v];
		if (siz[pref[u]] < siz[v]) pref[u] = v;
	}
}
void DFS1(int u, int t) {
	idf[dfn[u] = ++dfc] = u, top[u] = t;
	if (pref[u]) DFS1(pref[u], t);
	for (int v : G[u]) if (v != pref[u])
		DFS1(v, v);
}
inline int LCA(int u, int v) {
	while (top[u] != top[v]) {
		if (dep[top[u]] < dep[top[v]]) std::swap(u, v);
		u = par[top[u]];
	}
	return dep[u] < dep[v] ? u : v;
}

std::set<int> st[MN];
inline int calc(int x) {
	if (st[x].empty()) return 0;
	return cnt[LCA(idf[*st[x].begin()], idf[*--st[x].end()])];
}

int main() {
	int Q;
	scanf("%d%d", &N, &Q);
	for (int i = 2; i <= N; ++i)
		scanf("%d", &par[i]),
		G[par[i]].push_back(i);
	DFS0(1, 0), DFS1(1, 1);
	int ans0 = 0, sum = 0, num = 0;
	for (int q = 1; q <= Q; ++q) {
		int x;
		scanf("%*s%d", &x);
		sum -= calc(bel[x]);
		if (st[bel[x]].count(dfn[x])) {
			st[bel[x]].erase(dfn[x]);
			--num;
			if (st[bel[x]].empty()) --ans0;
		} else {
			if (st[bel[x]].empty()) ++ans0;
			st[bel[x]].insert(dfn[x]);
			++num;
		}
		sum += calc(bel[x]);
		printf("%d %d\n", ans0, sum - num);
	}
	return 0;
}

考虑根的每棵子树，如果某棵子树中有黑色结点，则我们直接切断连向这棵子树的边即可。

也就是说第一个答案，就是含有黑色结点的子树数量。

考虑第二个答案，我们已知每个含有黑色结点的子树都需要花费恰好 \(1\) 条边的代价去切断。

显然我们在其中所有黑色结点的 LCA 处切断即可。

预处理每个点的子树中叶子的个数，回答询问时用 std::set 动态维护 DFS 序最小和最大的两个结点，然后根据它们算出 LCA，进一步求出修改的结点所在的那棵根下接的子树中答案的改变量。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n + q \log n)\)，评测链接。

2020-10-24

LC. Cumulative Code

题意简述

有一棵 \(k\)（\(k \ge 2\)）层的满二叉树，共有 \(2^k - 1\) 个结点，以 \(1\) 号点为根。

如果 \(i\) 号点不是叶子，则它的左孩子的编号为 \(2 i\)，右孩子的编号为 \(2 i + 1\)。

令这棵树的 Prüfer 序列（Prüfer 序列的定义不再展开）为 \([p_1, p_2, \ldots , p_{2^k - 3}]\)。

有 \(q\) 次询问，每次询问给定正整数 \(a, d, m\)，求 \(\displaystyle \sum_{i = 0}^{m - 1} p_{a + i \cdot d}\)。

数据范围：\(2 \le k \le 30\)，\(1 \le q \le 300\)。

AC 代码 
#include <cstdio>

typedef long long LL;

int Calc0_0(int k, int rt, int pos) {
	if (pos == (1 << (k - 1)) - 2) return rt;
	if (pos == (1 << k) - 3) return rt;
	if (pos < (1 << (k - 1)) - 2)
		return Calc0_0(k - 1, rt << 1, pos);
	return Calc0_0(k - 1, rt << 1 | 1, pos - ((1 << (k - 1)) - 1));
}
int Calc0(int k, int rt, int pos) {
	if (k == 2) return rt;
	if (pos < (1 << (k - 1))) {
		if (pos == (1 << (k - 1)) - 1) return rt << 1 | 1;
		if (pos == (1 << (k - 1)) - 2) return rt;
		return Calc0_0(k - 1, rt << 1, pos);
	}
	return Calc0(k - 1, rt << 1 | 1, pos - (1 << (k - 1)));
}

LL f[31][32767], g[31][32767];
void Calc1_1(int k, int d, int rem) {
	if (f[k][rem] != -1) return ;
	if (rem >= (1 << k) - 2) return f[k][rem] = g[k][rem] = 0, void();
	LL retf = 0, retg = 0;
	if (((1 << (k - 1)) - 2) % d == rem) ++retf;
	if (((1 << k) - 3) % d == rem) ++retf;
	Calc1_1(k - 1, d, rem);
	retf += 2 * f[k - 1][rem], retg += g[k - 1][rem];
	int rem2 = ((rem - ((1 << (k - 1)) - 1)) % d + d) % d;
	Calc1_1(k - 1, d, rem2);
	retf += 2 * f[k - 1][rem2], retg += f[k - 1][rem2] + g[k - 1][rem2];
	f[k][rem] = retf, g[k][rem] = retg;
}
LL Calc1_0(int k, int rt, int d, int pos) {
	if (pos % d >= (1 << k) - 2) return 0;
	if (pos < (1 << (k - 1)) - 2)
		return Calc1_0(k - 1, rt << 1, d, pos);
	Calc1_1(k - 1, d, pos % d);
	LL ret = f[k - 1][pos % d] * (rt << 1) + g[k - 1][pos % d];
	if (pos >= (1 << (k - 1)) - 2 && ((1 << (k - 1)) - 2) % d == pos % d)
		ret += rt;
	if (pos == (1 << (k - 1)) - 2) return ret;
	int pos2 = pos - ((1 << (k - 1)) - 1);
	if (pos < (1 << k) - 3)
		return ret + Calc1_0(k - 1, rt << 1 | 1, d, pos2);
	Calc1_1(k - 1, d, pos2 % d);
	ret += f[k - 1][pos2 % d] * (rt << 1 | 1) + g[k - 1][pos2 % d];
	if (pos == (1 << k) - 3) ret += rt;
	return ret;
}
LL Calc1(int k, int rt, int d, int pos) {
	if (k == 2) return rt;
	if (pos < (1 << (k - 1)) - 2)
		return Calc1_0(k - 1, rt << 1, d, pos);
	LL ret = 0;
	if (pos >= (1 << (k - 1)) - 1 && ((1 << (k - 1)) - 1) % d == pos % d)
		ret += rt << 1 | 1;
	if (pos >= (1 << (k - 1)) - 2 && ((1 << (k - 1)) - 2) % d == pos % d)
		ret += rt;
	Calc1_1(k - 1, d, pos % d);
	ret += f[k - 1][pos % d] * (rt << 1) + g[k - 1][pos % d];
	if (pos >= 1 << (k - 1))
		ret += Calc1(k - 1, rt << 1 | 1, d, pos - (1 << (k - 1)));
	return ret;
}

int main() {
	int K, Q;
	scanf("%d%d", &K, &Q);
	for (int q = 1; q <= Q; ++q) {
		int a, d, m;
		scanf("%d%d%d", &a, &d, &m);
		if (m <= d) {
			LL Ans = 0;
			for (int i = 0; i < m; ++i)
				Ans += Calc0(K, 1, a + i * d - 1);
			printf("%lld\n", Ans);
		} else {
			for (int j = 1; j <= K; ++j)
				for (int i = 0; i < d; ++i)
					f[j][i] = -1;
			LL Ans = Calc1(K, 1, d, a + (m - 1) * d - 1);
			if (a - d - 1 >= 0) Ans -= Calc1(K, 1, d, a - d - 1);
			printf("%lld\n", Ans);
		}
	}
	return 0;
}

通过观察 \(k = 5\) 时的 Prüfer 序列，我们能找到一些规律：

[[[8,8],4,[9,9],4],2,[[10,10],5,[11,11],5],2],(1,3) |
	[[12,12],6,[13,13],6],(3,7) |
		[14,14],(7,15) |
			{15}

让 \(j\) 从 \(k - 1\) 逐渐减小至 \(2\)，Prüfer 序列中依次添加长为 \(2^j\) 的序列，最后在末尾添加 \(2^{k - 1} - 1\)。

其中的每个 \(j\) 对应的序列，最后都会有两个数，而前面是长为 \(2^j - 2\) 的按层级递归下去的序列。

这个 Prüfer 序列并没有合适的通项公式，但是我们仍能找到一些能帮助我们简化计算的规律。

观察序列中重复出现的，用方括号 [] 括起来的部分，它们的每一项是有着 \(f_i r + g_i\) 的形式的，更具体地说：

  • 对于包含元素个数相同的方括号 [] 内部，它们在对应位置上的 \(f_i\) 和 \(g_i\) 是对应相同的，而只有 \(r\) 不同。

例如 [[8,8],4,[9,9],4] 和 [[12,12],6,[13,13],6] 是只有 \(r\) 有区别的：

  • 它们的 \((f_i, g_i)\) 是：\([[(2, 0), (2, 0)], (1, 0), [(2, 1), (2, 1)], (1, 0)]\)。
  • 而前者的 \(r = 4\)，后者的 \(r = 6\)。

接下来我们考虑设计本题的具体算法。

主要思想是分治，可以以模 \(d\) 的余数为一个参数，递归到更小的结构中进行计算。

但是我们注意到，递归进 \(j\) 层后，可能的递归树大小也达到了 \(\mathcal O \!\left( 2^j \right)\) 的级别，递归进底层是无法接受的。

我们同时注意到，递归的层数越深，对应的区间长度也越小，如果 \(d\) 比区间长度大，许多区间内是不存在需要求和的下标的。

但是如果 \(d\) 比较小，在很深的层数才比对应的区间长度大，我们又反过来发现递归树的大小为 \(\mathcal O \!\left( 2^j \right)\) 已经远大于 \(d\) 了。
此时根据抽屉原理，一定有许多相同的余数被重复计算了，通过记忆化搜索免除重复的计算，复杂度本应为 \(\mathcal O \!\left( \min \!\left\{ 2^j, d \right\} \right)\)。

而如果 \(d\) 比较大，在递归到深处时已经有很多区间没有必要再递归下去了，同样减小了复杂度。

抛开复杂的分析，我们直接按照 \(d\) 的大小进行分类：

  1. 如果 \(d > \sqrt{2^k}\)，这意味着 \(m \le \sqrt{2^k}\)，我们对 \(m\) 个下标进行每次只会递归进一个子区间的二分查找。
  2. 如果 \(d \le \sqrt{2^k}\)，我们采用分治算法，每层按照模 \(d\) 的余数分类，最多只会有 \(d\) 的计算量。

其中第一种的复杂度是 \(\mathcal O (m k)\) 的，第二种的复杂度是 \(\mathcal O (k d)\) 的，当 \(m \le d\) 的时候使用第一种，否则使用第二种即可。

本题处理递归过程中的细节较多，具体实现见代码。

时间复杂度为 \(\mathcal O \!\left( q k 2^{k / 2} \right)\)，评测链接。

2020-10-29

RI. Integral Polygons

题意简述

给定一个有 \(n\) 个顶点的格点凸多边形。按顺序给出这些点的坐标 \((x_i, y_i)\)。

你需要求出，连接两个不相邻顶点，可以把这个凸多边形切割成两个整数面积的部分的方案数。

数据范围：\(3 \le n \le 2 \times {10}^5\)。

AC 代码 
#include <cstdio>

typedef long long LL;
const int MN = 200005;

int N, x[MN], y[MN], s[MN];
int buk[8];
LL Ans;

int main() {
	scanf("%d", &N);
	for (int i = 1; i <= N; ++i) {
		scanf("%d%d", &x[i], &y[i]);
		x[i] &= 1, y[i] &= 1;
		if (i >= 2) s[i] = s[i - 1] ^ (x[i] & y[i - 1]) ^ (y[i] & x[i - 1]);
		++buk[x[i] << 2 | y[i] << 1 | s[i]];
	}
	if (s[N] ^ (x[1] & y[N]) ^ (y[1] & x[N])) return puts("0"), 0;
	for (int a = 0; a < 8; ++a)
		for (int b = 0; b < 4; ++b)
			Ans += (LL)buk[a] * buk[b << 1 ^ (a >> 2 & b & 1) ^ (a >> 1 & b >> 1) ^ (a & 1)];
	printf("%lld\n", (Ans - 3 * N) / 2);
	return 0;
}

先判这个凸多边形的面积是不是整数，如果不是输出 \(0\) 跑路。

根据叉积算面积那套理论，等价于切割出的其中一半的所有相邻点对叉积之和是偶数。

所以我们也只考虑坐标值模 \(2\) 的结果。

假设连接的两点编号为 \(p\) 和 \(q\)（\(p < q\)），我们就是要 \(\displaystyle \left[ (x_q y_p - y_q x_p) + \sum_{i = p + 1}^{q} (x_{i - 1} y_i - y_{i - 1} x_i) \right]\) 是偶数。

我们记 \(\displaystyle s_p = \left[ \sum_{i = 2}^{p} (x_{i - 1} y_i - y_{i - 1} x_i) \right] \bmod 2\)。

原式也就是要让 \((x_q y_p + y_q x_p + s_q + s_p) \bmod 2 = 0\)。

那么每个点 \(p\) 仅由这三个量 \(x_p, y_p, s_p\) 的奇偶性确定，也就只有 \(8\) 类点了。随便做。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n)\)，评测链接。

2020-10-30

MB. Bipartite Blanket

题意简述

给定一张 \(n + m\) 个点的二分图，左部有 \(n\) 个点，右部有 \(m\) 个点。即 \(G = \langle V, E \rangle\)，其中 \(V = L + R\)。

每个点有点权，左部第 \(i\) 个点的点权为 \(a_i\)，右部第 \(i\) 个点的点权为 \(b_i\)。

定义一个点集（为这 \(n + m\) 个点的子集）合法，当且仅当这个点集被一个匹配覆盖，即点集中的每个点都有相邻的匹配边。

给定一个权值 \(t\)，求出点权和 \(\ge t\) 的合法点集的个数。

数据范围：\(1 \le n, m \le 20\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <algorithm>

typedef long long LL;
const int MN = 20;

int N, M;
int wA[MN], wB[MN];
int a[MN], b[MN];
int count[1 << MN];
int f[1 << MN], v[1 << MN], g[1 << MN];
int seqA[1 << MN | 7], cA;
int seqB[1 << MN | 7], cB;

void Solve(int n, int *w, int *c, int *seq, int &t) {
	for (int i = 0; i < n; ++i) f[1 << i] = w[i], v[1 << i] = c[i];
	for (int i = 0; i < 1 << n; ++i) {
		if (count[i] >= 2)
			f[i] = f[i & -i] | f[i - (i & -i)],
			v[i] = v[i & -i] + v[i - (i & -i)];
		g[i] = count[f[i]] < count[i];
	}
	for (int j = 0; j < n; ++j)
		for (int i = 0; i < 1 << n; ++i)
			if (~i >> j & 1)
				g[i | 1 << j] |= g[i];
	for (int i = 0; i < 1 << n; ++i) if (!g[i])
		seq[++t] = v[i];
}

int main() {
	scanf("%d%d", &N, &M);
	for (int i = 0; i < N; ++i) {
		for (int j = 0; j < M; ++j) {
			int x;
			scanf("%1d", &x);
			wA[i] |= x << j;
			wB[j] |= x << i;
		}
	}
	for (int i = 1; i < 1 << 20; ++i)
		count[i] = count[i >> 1] + (i & 1);
	for (int i = 0; i < N; ++i) scanf("%d", &a[i]);
	for (int i = 0; i < M; ++i) scanf("%d", &b[i]);
	Solve(N, wA, a, seqA, cA);
	Solve(M, wB, b, seqB, cB);
	std::sort(seqA + 1, seqA + cA + 1);
	std::sort(seqB + 1, seqB + cB + 1);
	int t;
	scanf("%d", &t);
	LL Ans = 0;
	int j = cB + 1;
	for (int i = 1; i <= cA; ++i) {
		while (j > 1 && seqA[i] + seqB[j - 1] >= t) --j;
		Ans += cB - j + 1;
	}
	printf("%lld\n", Ans);
	return 0;
}

我们仅需注意到一个关键性质：

  • 根据 Hall 定理，我们知道，给定左部点的一个子集 \(S \subseteq L\)，存在一个左部点为它们的匹配，
    当且仅当：对于所有的 \(T \subseteq S\)，均有 \(|\operatorname{adj}(T)| \ge |T|\)。而对于右部点的情况，此定理是对称的。
  • 其中 \(\displaystyle \operatorname{adj}(T) = \bigcup_{u \in T} \operatorname{adj}(u)\)，而 \(\operatorname{adj}(u) = \{ v \mid (u, v) \in E \}\)。即 \(S\) 的每个子集在右侧连接的点的个数均不小于子集大小。
  • 然而我们需要判断整个点集的某个子集是否存在一个匹配能覆盖之，这该如何是好呢？
  • 给出结论：考虑一个子集 \(S = S_1 + S_2\)，其中 \(S_1 \subseteq L\) 而 \(S_2 \subseteq R\)。
    则存在一个匹配能覆盖 \(S\)，当且仅当存在以 \(S_1\) 为左部点的匹配，也存在以 \(S_2\) 为右部点的匹配。
  • 对于这个结论的证明，我们先求出以 \(S_1\) 为左部点的匹配和以 \(S_2\) 为右部点的匹配。
  • 把前者的边染红色，后者的边染蓝色。且前者的边从左部指向右部，后者的边从右部指向左部。
  • 然后把它们都添加进一张新图中，显然每个点的入度和出度都最多为 \(1\)，且边是红蓝交错的。
  • 也就是说这张图形成了若干个环和链（以及孤立点），而有出度的点都是属于 \(S\) 的关键点。
  • 对于环上的边，显然每个环都是偶环，取一半即可。对于链上的边，从链首贪心取，取不到链尾没关系，因为链尾不关键。

也就是说，只要 \(S_1 \subseteq L\) 合法，而且 \(S_2 \subseteq R\) 合法，则 \(S = S_1 + S_2\) 也是合法的。

我们仅需求出所有合法的 \(S_1\) 和 \(S_2\)（用 FWT），然后把它们的点权和排序，做双指针即可。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n 2^n + m 2^m)\)，评测链接。

RB. Boys and Girls

题意简述

一个长度为 \(n\)（\(n \ge 2\)）的环形数组，每个元素为字符 \(\texttt{B}\) 或字符 \(\texttt{G}\)。

令 \(x\) 为两侧的元素中存在至少一个字符 \(\texttt{B}\) 的元素个数。

令 \(y\) 为两侧的元素中存在至少一个字符 \(\texttt{G}\) 的元素个数。

给出 \(x, y\)，请你还原出这个数组，或报告无解。

数据范围：\(2 \le n \le {10}^5\)。

AC 代码

文件「RB.cpp」：

#include <cstdio>

int N, x, y;

int main() {
	scanf("%d%d%d", &N, &x, &y);
	if ((N ^ x ^ y) & 1) return puts("Impossible"), 0;
	if (x + y < N) return puts("Impossible"), 0;
	if (x + y == N) {
		if (x && y && x != y) return puts("Impossible"), 0;
		if (!x) for (int i = 1; i <= N; ++i) printf("G");
		if (!y) for (int i = 1; i <= N; ++i) printf("B");
		if (x == y) for (int i = 1; i <= N; ++i) printf(i & 1 ? "B" : "G");
		return puts(""), 0;
	}
	if (x == y && x + y == N + 2) return puts("Impossible"), 0;
	if (N % 4 && x == N && y == N) return puts("Impossible"), 0;
	if (x + y == N + 2) {
		int z = x < y ? x : y;
		for (int i = 1; i <= N; ++i) printf("%c", "BG"[(i <= 2 * z - 3 && (i & 1)) ^ (x < y)]);
		return puts(""), 0;
	}
	int c = (x + y - N - 2) / 4;
	int d = (x + y - N) % 4 != 0;
	int l = N - y + 2;
	int r = y - 4 * c + d - 2;
	if (d && x == N) --l, ++r;
	for (int i = 1; i <= l; ++i) printf("B");
	if (d && x == N) {
		printf("GBB");
		for (int i = 2; i <= c; ++i) printf("GGBB");
	} else
		for (int i = 1; i <= c; ++i) printf(d && i == c ? "GGB" : "GGBB");
	for (int i = 1; i <= r; ++i) printf("G");
	return 0;
}

文件「RB_t.cpp」：

#include <cstdio>
#include <iostream>
#include <string>

const int MN = 17;

int N, x, y;
char S[MN];
std::string f[MN][MN];
int g[MN][MN];

void DFS(int i) {
	if (i > N) {
		S[0] = S[N];
		S[N + 1] = S[1];
		int C1 = 0, C2 = 0, C3 = 0;
		for (int j = 1; j <= N; ++j)
			if (S[j - 1] == 'B' || S[j + 1] == 'B') ++C1;
		for (int j = 1; j <= N; ++j)
			if (S[j - 1] == 'G' || S[j + 1] == 'G') ++C2;
		for (int j = 1; j <= N; ++j)
			if (S[j] != S[j - 1] && S[j] != S[j + 1]) ++C3;
		S[0] = '\0';
		S[N + 1] = '\0';
		if (f[C1][C2] == "" || C3 < g[C1][C2])
			f[C1][C2] = S + 1,
			g[C1][C2] = C3;
		return ;
	}
	S[i] = 'B';
	DFS(i + 1);
	S[i] = 'G';
	DFS(i + 1);
}

int main() {
	scanf("%d", &N);
	DFS(1);
	for (int i = 0; i <= N; ++i) {
		for (int j = 0; j <= N; ++j) {
			if (f[i][j] == "") {
				for (int k = 1; k <= N; ++k) printf(" ");
			} else std::cout << f[i][j];
			if (j == N) puts("");
		}
	}
	return 0;
}

这题主要是找规律，没什么特别的东西。

我先观察到形如 \(\texttt{BBGGBBGGBBGGBBGG}\) 的数组可以让 \(x\) 和 \(y\) 达到最值，也就是 \(x = y = n\)，但是此时 \(n\) 必须是 \(4\) 的倍数。

然后其他的就没发现什么东西了。

然后我就写了一个找规律的程序，见上面「AC 代码」中的「RB_t.cpp」。用它跑了一下一些 \(n\) 比较小的情况。

我后面又推出这样一个规律：在特判数组全是一种元素之后，令 \(p\) 为 \(\texttt{G}\) 的连续段的数量（显然 \(\texttt{B}\) 的连续段的数量也同样为 \(p\)）。
则有 \(x = \# \texttt{B} + 2 p - d\)，其中 \(d\) 为 \(\texttt{G}\) 或 \(\texttt{B}\) 的长度为 \(\boldsymbol{1}\) 的连续段的数量，注意是 \(\texttt{G}\) 或 \(\texttt{B}\) 均可，而且必须是长度为 \(1\) 的连续段。
而 \(y\) 也是对称的，有 \(y = \# \texttt{G} + 2 p - d\)。这两个式子中 \(\# \texttt{B}\) 就表示数组中字符 \(\texttt{B}\) 的数量，\(\# \texttt{G}\) 同理。

我感觉 \(d\) 比较大的时候很烦，所以想把 \(d\) 控制在 \(0\) 或 \(1\)，所以「RB_t.cpp」中我优先选择 \(d\) 最小的，其次才是字典序最小。

然后就是观察打出来的表，找到规律后就可以直接输出表中对应的字符数组了。

可以观察一下打表程序在 \(n = 10, 11, 12\) 时的情况，对找规律有所帮助。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n)\)，评测链接。

2020-10-31

GK. Knapsack Cryptosystem

题意简述

题面中描述了一种基于背包计数问题的公钥加密系统（维基百科链接）：

接收方生成一个长度为 \(n\) 的数组 \([a_1, a_2, \ldots , a_n]\) 和一个数 \(q\)，必须满足：

  • 数组 \(a\) 中的每个值以及 \(q\) 都必须是正整数。
  • 数组 \(a\) 中的每个值必须大于之前所有值之和，并且 \(q\) 必须大于数组 \(a\) 中的所有数之和。
    即必须满足 \(\displaystyle a_p > \sum_{i = 1}^{p - 1} a_i\)，以及 \(\displaystyle q > \sum_{i = 1}^{n} a_i\)。

然后生成一个与 \(q\) 互质的正整数 \(r\)，再生成一个长度为 \(n\) 的数组 \(b\)，满足 \(b_i = (a_i \cdot r) \bmod q\)。

此时 \(n\)、\(q\) 和 \(b\) 数组即是公钥，但是 \(a\) 数组和 \(r\) 是私钥。

发送方想要发送一个 \(n\) 比特的信息 \(y\)，其中 \(y_i\) 为信息的第 \(i\) 位（\(i\) 从 \(1\) 编号至 \(n\)）的值（为 \(0\) 或 \(1\)）。

为了发送信息 \(y\)，发送方计算 \(\displaystyle s = \left( \sum_{i = 1}^{n} y_i b_i \right) \bmod q\)。即把 \(y\) 中为 \(1\) 的比特位对应的 \(b\) 值求和，再对 \(q\) 取余。

接收方为了还原信息，只需令 \(s' = \left( s \cdot r^{-1}_q \right) \bmod q\)，然后贪心依次用 \(a_n, a_{n - 1}, \ldots , a_1\) 去填充 \(s'\) 即可。

身为攻击方的你，在不知道 \(a\) 数组和 \(r\) 的情况下，需要根据 \(n\)、\(q\)、\(b\) 数组和 \(s\) 破译出信息 \(y\)。

数据范围：\(q = 2^{64}\)，在此限制下必然有 \(n \le \log_2 q = 64\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <climits>
#include <vector>

typedef unsigned long long ULL;
const int MN = 65;

int N, M;
ULL B[MN], A[MN], S, Ans;

struct myHashMap {
	static const int MS = 1 << 19 | 7, Mod = 19260817;
	int head[Mod], nxt[MS], val[MS], tot;
	ULL key[MS];
	myHashMap() { tot = 0, memset(head, 0, sizeof head); }
	inline int getHash(ULL x) {
		return x ^= x << 5, x ^= x >> 17, (x ^ x << 28) % Mod;
	}
	inline void insert(ULL x, int y) {
		int z = getHash(x);
		nxt[++tot] = head[z];
		key[tot] = x, val[tot] = y;
		head[z] = tot;
	}
	inline int get(ULL x) {
		int z = getHash(x);
		for (int i = head[z]; i; i = nxt[i])
			if (key[i] == x) return val[i];
		return -1;
	}
};

int main() {
	scanf("%d", &N);
	for (int i = 1; i <= N; ++i) scanf("%llu", &B[i]);
	scanf("%llu", &S);
	if (N > 39) {
		int k = 0;
		ULL w = B[1], r = 1;
		while (~w & 1) ++k, w >>= 1;
		for (int j = 0; j < 63; ++j, r *= w, w *= w) ;
		for (ULL x = 1; x < 1llu << (64 - N - k + 1); x += 2) {
			ULL v = x * r;
			for (ULL t = 0; t < 1llu << k; ++t) {
				if (t) v += 1llu << (64 - k);
				ULL Sum = A[1] = B[1] * v;
				int ok = 1;
				for (int i = 2; i <= N; ++i) {
					A[i] = B[i] * v;
					if (Sum > ULLONG_MAX - A[i] || A[i] <= Sum) {
						ok = 0;
						break;
					} else Sum += A[i];
				}
				if (ok) {
					S *= v;
					for (int i = N; i >= 1; --i) if (S >= A[i])
						S -= A[i], Ans |= 1llu << (i - 1);
					goto done;
				}
			}
		}
		done: ;
	} else {
		myHashMap &mp = *new myHashMap;
		M = N / 2;
		for (int X = 0; X < 1 << M; ++X) {
			ULL Sum = 0;
			for (int i = 0; i < M; ++i)
				if (X >> i & 1) Sum += B[i + 1];
			mp.insert(Sum, X);
		}
		for (int X = 0; X < 1 << (N - M); ++X) {
			ULL Sum = 0;
			for (int i = 0; i < N - M; ++i)
				if (X >> i & 1) Sum += B[M + i + 1];
			int Y = mp.get(S - Sum);
			if (Y != -1) {
				Ans = (ULL)X << M | Y;
				break;
			}
		}
		delete &mp;
	}
	for (int i = 0; i < N; ++i) printf("%llu", Ans >> i & 1);
	return 0;
}

令 \(k = \log_2 q = 64\)。

我们不妨考虑 \(n \le 42\) 的情况：

  • 此时我们只需枚举 \(y\) 的前 \(\lfloor n / 2 \rfloor\) 位，把它们产生的贡献（\(y_i b_i\) 之和）存储到哈希表中去。
  • 然后枚举 \(y\) 的后 \(\lceil n / 2 \rceil\) 位，用 \(s\) 做减法计算出前 \(\lfloor n / 2 \rfloor\) 位应产生的贡献，在哈希表中查找是否存在对应贡献。
  • 这是经典的折半搜索，时间复杂度可以做到 \(\mathcal O \!\left( \sqrt{2^n} \right)\)。

但是此时无法处理 \(n \le 64\) 的情况。

我们考虑当 \(n\) 较大时，\(a_1\) 的取值范围的限制会越来越紧，根据 \(\displaystyle \sum a_i < q\) 的限制，我们可以推出 \(1 \le a_1 < 2^{k - n + 1}\)。

这启发我们当 \(n\) 较大时，枚举 \(a_1\) 然后计算出 \(r\) 进而还原整个 \(a\) 数组，因为 \(a_i = \left( b_i \cdot r^{-1}_q \right) \bmod q\)。

那么 \(r\) 和 \(r^{-1}_q\) 如何计算呢？我们有 \(a_1 \cdot r \equiv b_1 \pmod{q}\)，换句话说就是 \(b_1 \cdot r^{-1}_q \equiv a_1 \pmod{q}\)。

解关于 \(x\) 的同余方程 \(b_1 \cdot x \equiv a_1 \pmod{q}\) 即可。范围在 \([0, q)\) 内，且与 \(q\) 互质的 \(x\) 的取值均可以作为 \(r^{-1}_q\) 的值。

我们应注意到 \(b_1\) 不一定与 \(q\) 互质，而又有 \(q = 2^{64}\)，所以有可能 \(x\) 的解为 \(x \equiv x_0 \pmod{q / 2^{\alpha}}\)。

更准确地说，\(\alpha = \nu_2(b_1)\)，即 \(b_1\) 中质因子 \(2\) 的次数。同时需要注意的是我们枚举 \(a_1\) 时也需要保证 \(\nu_2(a_1) = \nu_2(b_1)\)。

所以 \(a_1\) 的枚举复杂度是 \(2^{k - n + 1} / 2^{\alpha}\)，而每个 \(a_1\) 中 \(x\) 的枚举复杂度为 \(q / (q / 2^{\alpha}) = 2^{\alpha}\)。相乘得到 \(2^{k - n + 1}\)。

再乘上内部的 \(\mathcal O (n)\) 的计算量，这部分的复杂度为 \(\mathcal O \!\left( n 2^{k - n + 1} \right)\)。

而对于 \(n\) 较小时，我们使用折半搜索的方法，有 \(\mathcal O \!\left( \sqrt{2^n} \right)\) 的复杂度。

进行复杂度平衡，我们可以考虑当 \(n \le \frac{2}{3} k\) 时用折半搜索，当 \(n > \frac{2}{3} k\) 时用枚举 \(a_1\) 的方法。

时间复杂度为 \(\mathcal O \!\left( n \sqrt[3]{q} \right)\)，评测链接。

2020-11-02

NF. Frightful Formula

题意简述

定义一个 \(n\) 行 \(n\) 列的矩阵 \(F\)，行数和列数从 \(1\) 编号至 \(n\)，其中第 \(i\) 行第 \(j\) 列的元素记作 \(F[i, j]\)。

给定数组 \([l_1, l_2, \ldots , l_n]\) 表示 \(F[i, 1] = l_i\)。

给定数组 \([t_1, t_2, \ldots , t_n]\) 表示 \(F[1, i] = t_i\)。

即矩阵 \(F\) 中，第 \(1\) 行和第 \(1\) 列的数均已确定，此处保证 \(l_1 = t_1\)。

给定参数 \(a, b, c\)，对于 \(F[i, j]\)（\(2 \le i, j \le n\)）有 \(F[i, j] = a \cdot F[i, j - 1] + b \cdot F[i - 1, j] + c\)。

请求出 \(F[n, n] \bmod p\)，其中 \(p= {10}^6 + 3\)。

数据范围：\(2 \le n \le 2 \times {10}^5\)。

AC 代码 
#include <cstdio>

typedef long long LL;
const int Mod = 1000003;
const int MN = 200005;

inline int qPow(int b, int e) {
	int a = 1;
	for (; e; e >>= 1, b = (LL)b * b % Mod)
		if (e & 1) a = (LL)a * b % Mod;
	return a;
}

int Fac[MN * 2], iFac[MN * 2];
void Init(int N) {
	Fac[0] = 1;
	for (int i = 1; i <= N; ++i) Fac[i] = (LL)Fac[i - 1] * i % Mod;
	iFac[N] = qPow(Fac[N], Mod - 2);
	for (int i = N; i >= 1; --i) iFac[i - 1] = (LL)iFac[i] * i % Mod;
}
inline int Binom(int N, int M) {
	return (LL)Fac[N] * iFac[M] % Mod * iFac[N - M] % Mod;
}

int N, A, B, C, Ans;
int Apow[MN], Bpow[MN];

int main() {
	scanf("%d%d%d%d", &N, &A, &B, &C);
	Init(2 * N - 3);
	Apow[0] = Bpow[0] = 1;
	for (int i = 1; i < N; ++i)
		Apow[i] = (LL)Apow[i - 1] * A % Mod,
		Bpow[i] = (LL)Bpow[i - 1] * B % Mod;
	for (int i = 1, x; i <= N; ++i) {
		scanf("%d", &x);
		if (i > 1)
			Ans = (Ans + (LL)Apow[N - 1] * Bpow[N - i] % Mod * Binom(2 * N - i - 2, N - 2) % Mod * x) % Mod;
	}
	for (int i = 1, x; i <= N; ++i) {
		scanf("%d", &x);
		if (i > 1)
			Ans = (Ans + (LL)Apow[N - i] * Bpow[N - 1] % Mod * Binom(2 * N - i - 2, N - 2) % Mod * x) % Mod;
	}
	int Coef = C;
	Ans = (Ans + C) % Mod;
	for (int i = 0; i < 2 * N - 4; ++i) {
		Coef = (LL)Coef * (A + B) % Mod;
		if (i >= N - 2) {
			int X = (LL)C * (Mod - Binom(i, N - 2)) % Mod;
			Coef = (Coef + (LL)Apow[N - 1] * Bpow[i - N + 2] % Mod * X) % Mod;
			Coef = (Coef + (LL)Apow[i - N + 2] * Bpow[N - 1] % Mod * X) % Mod;
		}
		Ans = (Ans + Coef) % Mod;
	}
	printf("%d\n", Ans);
	return 0;
}

这是一个类似杨辉三角的转移形式，具有线性性，也就是可以拆分计算贡献。

所以我们知道对于 \(2 \le i \le n\)，第 \(1\) 列的 \(F[i, 1] = l_i\) 对答案产生的贡献为 \(\displaystyle l_i \times \binom{2 n - i - 2}{n - 2} a^{n - 1} b^{n - i}\)。

类似地，对于 \(2 \le i \le n\)，第 \(1\) 行的 \(F[1, i] = t_i\) 对答案产生的贡献为 \(\displaystyle t_i \times \binom{2 n - i - 2}{n - 2} a^{n - i} b^{n - 1}\)。

为什么其中的组合数不是 \(\displaystyle \binom{2 n - i - 1}{n - 1}\)？这是因为比如第 \(1\) 列的 \(F[i, 1]\) 在第一次转移时只能往右不能往下，后续转移则无限制。

接下来我们只需考虑 \(c\) 对答案产生的总贡献。例如在位置 \(F[n, n]\) 处加上的 \(c\) 产生的贡献为 \(1\)。

我们很容易发现，对于 \(2 \le i, j \le n\)，在位置 \(F[i, j]\) 处加上的 \(c\) 产生的贡献为 \(\displaystyle \binom{2 n - i - j}{n - i} a^{n - j} b^{n - i}\)。

变换一下枚举变量，我们要求的就是 \(\displaystyle \sum_{i = 0}^{n - 2} \sum_{j = 0}^{n - 2} \binom{i + j}{i} a^i b^j\)。看起来是很简单的形式，但是实际上却没有那么简单。

把组合数拆分一下可以看出这是一个卷积的形式，可以用多项式乘法（任意模数）解决，但是我们有更优的做法。

假设我们要求的是 \(\displaystyle \sum_{k = 0}^{2 n - 4} \sum_{i = 0}^{k} \binom{k}{i} a^i b^{k - i}\)。

令 \(j = k - i\)，这与答案的区别在于，在 \((i, j)\) 的意义上，这是等腰直角三角形的形状，而答案是正方形。

然而这个新的式子却可以做到与 \(n\) 无关的时间复杂度。

这是因为对于一个 \(k\)，第二层求和号的值恰好为 \({(a + b)}^k\)，对所有 \(k\) 从 \(0\) 到 \(2 n - 4\) 进行等比数列求和，可以做到 \(\mathcal O (\log p)\)。

但是同样的方法在答案的式子中并不成立？其实并非如此。

注意到当 \(k \le n - 2\) 时，新的式子中的 \((i, j)\) 值也会在答案中计算到，但是当 \(k > n - 2\) 时就并非如此了。

我们考虑按照 \(k = i + j\) 的取值逐渐递增的顺序计算答案，固定 \(k\) 值时的答案记作 \(g_k\)。

则当 \(0 \le k \le n - 2\) 时，有 \(g_k = {(a + b)}^k\)。但是当 \(n - 2 \le k < 2 n - 4\) 时，我们想要通过 \(g_k\) 去计算 \(g_{k + 1}\)。

考虑组合意义（格路计数），\(g_k\) 推向 \(g_{k + 1}\) 时，在最左下和最右上两侧，有两个路径跑出了正方形范围。

我们只需在 \(\mathcal O (1)\) 的时间内把多余的贡献减掉即可，以最左下角为例，即减去 \(\displaystyle \binom{k}{n - 2} a^{n - 1} b^{k - n + 2}\)。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n)\)，评测链接。

2020-11-03

TK. Kebab House

题意简述

有 \(n\) 种物品排成一排，第 \(i\) 种物品有 \(q_i\) 个。显然，总共有 \(\displaystyle \sum_{i = 1}^{n} q_i\) 个物品。

这些物品按照从左到右的顺序排列，也就是先有 \(q_1\) 个物品 \(1\)，再有 \(q_2\) 个物品 \(2\)，以此类推，相同的物品形成一个连续段。

这些物品是有编号的，从左到右依次编号为 \(\displaystyle 1 \sim \left( \sum_{i = 1}^{n} q_i \right)\)。

然后发生了一个事件，每个物品都有可能消失，但是两个消失的物品之间的间距至少为 \(t\)。
也就是不可能出现编号为 \(x, y\)（\(x < y\)）的两个物品都消失了，而且还满足 \(y - x \le t\)。

在消失后，第 \(i\) 种物品必须至少保留下 \(x_i\) 个，如果不足 \(x_i\) 个则这种物品消失的方案就是非法的。

请你求出合法的物品消失的方案的数量，两个方案不同当且仅当存在一个物品恰好在其中一种方案中消失了。

数据范围：\(1 \le n \le 1000\)，\(0 \le t \le 100\)，\(1 \le q_i \le 250\)，\(0 \le x_i \le q_i\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <algorithm>

typedef long long LL;
const int Mod = 1000000007;
const int MN = 1005, MT = 105, MW = 255;

inline void Sub(int &x, int y) { x -= y, x += x >> 31 & Mod; }
inline void Add(int &x, int y) { Sub(x, Mod - y); }
inline int qPow(int b, int e) {
	int a = 1;
	for (; e; e >>= 1, b = (LL)b * b % Mod)
		if (e & 1) a = (LL)a * b % Mod;
	return a;
}

int Fac[MW], iFac[MW], Coef[MW][MW];
inline int Binom(int N, int M) {
	if (N < 0 || M < 0 || M > N) return 0;
	return (LL)Fac[N] * iFac[M] % Mod * iFac[N - M] % Mod;
}
inline void Init(int N, int t) {
	Fac[0] = 1;
	for (int i = 1; i <= N; ++i) Fac[i] = (LL)Fac[i - 1] * i % Mod;
	iFac[N] = qPow(Fac[N], Mod - 2);
	for (int i = N; i >= 1; --i) iFac[i - 1] = (LL)iFac[i] * i % Mod;
	for (int i = 0; i <= N; ++i)
		for (int j = 0; j < N; ++j)
			Coef[i][j + 1] = (Coef[i][j] + Binom(i - j * t, j)) % Mod;
}

int N, T, q[MN], x[MN];
int _f[2][MT], *f, *g;

int main() {
	scanf("%d%d", &N, &T);
	Init(250, T);
	for (int i = 1; i <= N; ++i) scanf("%d%d", &q[i], &x[i]), x[i] = q[i] - x[i];
	f = _f[0], g = _f[1];
	f[T] = 1;
	for (int i = 1; i <= N; ++i) {
		std::swap(f, g);
		for (int j = 0; j <= T; ++j) f[j] = 0;
		for (int j = 0; j <= T; ++j)
			Add(f[std::min(j + q[i], T)], g[j]);
		for (int j = 0; j < q[i]; ++j) {
			for (int k = 0; k <= T; ++k) {
				int len = q[i] + k - j - T - 1;
				if (len < 0) continue;
				Add(f[std::min(j, T)], (LL)g[k] * Coef[len][x[i]] % Mod);
			}
		}
	}
	int Ans = 0;
	for (int j = 0; j <= T; ++j) Add(Ans, f[j]);
	printf("%d\n", Ans);
	return 0;
}

一个非常简单的 DP 计数题，因为数据范围比较小所以好多种做法都能过。

每种物品形成了一段，我们可以考虑按段转移。

令 \(\mathrm{f}[i][j]\) 表示考虑了前 \(i\) 段，此时最后一个消失的物品与末尾的距离为 \(j\)，如果 \(j > t\) 可以看作 \(j = t\)。

也就是 \(i\) 的取值范围是 \([0, n]\)，而 \(j\) 的取值范围是 \([0, t]\)。把 \(j > t\) 看作 \(j = t\) 是因为更大的 \(j\) 在后续转移的效果上是相同的。

我们考虑转移，假设当前考虑 \(\mathrm{f}[i - 1][\ast]\) 转移到 \(\mathrm{f}[i][\ast]\)，令 \(x'_i = q_i - x_i\)，即消失的第 \(i\) 种物品数量的最大值。

如果第 \(i\) 种物品中没有消失的，直接从 \(\mathrm{f}[i - 1][j]\) 以 \(1\) 的系数转移到 \(\mathrm{f}[i][\min \{ j + q_i, t \}]\)。

否则第 \(i\) 种物品中有消失的，枚举最后一个消失的物品与末尾的距离 \(j\)，此处为了方便考虑可以让 \(j > t\)，所以取值范围是 \([0, q_i)\)。

然后再枚举一个 \(k \in [0, t]\)，从 \(\mathrm{f}[i - 1][k]\) 转移而来，以某个系数转移到 \(\mathrm{f}[i][\min \{ j, t \}]\)。

关于这个系数的计算，我们考虑：除了已经钦定的最后一个消失的物品，还有最多 \(x'_i - 1\) 个物品可以消失。

而我们可以考虑每个物品占用了 \((t + 1)\) 个相邻的位置：它本身，以及它右侧的 \(t\) 个物品。

我们只需求出可用的空间的数量，也就是求出右端点和左端点即可。

右端点就是 \(q_i - j - 1\) 这个位置，而左端点是 \(t - k + 1\)，它们之间的位置数量是 \(\mathrm{len} = q_i + k - j - t - 1\)。

在这 \(\mathrm{len}\) 个位置中填入 \(0 \sim (x'_i - 1)\) 个占用 \((t + 1)\) 个位置的物品，方案数为：\(\displaystyle \sum_{c = 0}^{x'_i - 1} \binom{\mathrm{len} - c t}{c}\)。这就是转移系数了。

这个式子要计算很多遍，但是注意到 \(\mathrm{len}\) 和 \(x'_i\) 分别只有 \(\mathcal O (q)\) 种取值，所有可能的结果可以在 \(\mathcal O (q^2)\) 的时间预处理。

时间复杂度为 \(\mathcal O (q^2 + n q t)\)，评测链接。

2020-11-04

OG. Virus synthesis

题意简述

给定一个长度为 \(n\) 的目标字符串，字符集为 \(\{ \texttt{A}, \texttt{C}, \texttt{G}, \texttt{T} \}\)。

你一开始有一个空串，你可以对这个串执行：

  1. 在串的左侧或右侧添加一个字符。
  2. 把串复制一份，翻转后接在原串的左侧或右侧。

问最少执行多少次操作可以变成目标串。有多组数据。

数据范围：\(n \le {10}^5\)，\(\sum n \le 3 \times {10}^7\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <vector>

const int MN = 100005, Sig = 4;

int N;
char S[MN];
inline int C2I(char c) {
	return c == 'A' ? 0 : c == 'C' ? 1 : c == 'G' ? 2 : 3;
}

struct PalindromeTree { // Only Even Palindrome
	char *s;
	int ch[MN][Sig], par[MN], len[MN], fail[MN], fail2[MN], cnt, now, length;
	inline void Newnode(int l) {
		len[++cnt] = l;
		memset(ch[cnt], 0, Sig * sizeof(int));
	}
	inline int getFail(int k) {
		while (k && s[length - 2 * len[k] - 1] != s[length]) k = fail[k];
		return k;
	}
	inline void Build(char *str) {
		s = str, length = 0, cnt = 0, Newnode(0);
		fail[1] = 0, now = 1;
		for (int i = 1; s[i]; ++i) {
			++length;
			now = getFail(now);
			if (!now) { now = 1; continue; }
			int j = C2I(s[i]);
			if (!ch[now][j]) {
				Newnode(len[now] + 1);
				ch[now][j] = cnt, par[cnt] = now;
				int k = getFail(fail[now]);
				if (k) {
					fail[cnt] = ch[k][j];
					int k2 = getFail(fail2[now]);
					if ((len[k2] + 1) * 2 > len[cnt]) k2 = getFail(fail[k2]);
					fail2[cnt] = ch[k2][j];
				} else fail[cnt] = fail2[cnt] = 1;
			}
			now = ch[now][j];
		}
	}
	int f[MN];
	inline int Solve() {
		int ans = 0;
		for (int i = 2; i <= cnt; ++i) {
			if (len[i] == 1) f[i] = 0;
			else f[i] = std::max(f[par[i]] + 1, f[fail2[i]] + len[i] - 1);
			ans = std::max(ans, f[i]);
		}
		return length - ans;
	}
} T;

int main() {
	int Tests;
	scanf("%d", &Tests);
	while (Tests--) {
		scanf("%s", S + 1), N = strlen(S + 1);
		T.Build(S);
		printf("%d\n", T.Solve());
	}
	return 0;
}

如果全用第一种操作，就要花费 \(n\) 的代价。每使用一次第二种操作，且操作前串长为 \(k\)，就能节省 \(k - 1\) 的代价。

我们想要最大化节省的代价，也即最大化 \(\sum (k - 1)\)，其中 \(k\) 为每次第二种操作前的串长。

我们注意到第二种操作后一定形成一个偶回文串，且这个偶回文串是目标串的子串。

通过回文自动机那套理论，我们知道一个长度为 \(n\) 的串的本质不同回文子串的个数是 \(\le n\) 的，偶回文串自然更少。

我们可以考虑枚举最后一次执行第二种操作后得到的偶回文串，然后考虑在所有偶回文串上做 DP。

令 \(\mathrm{f}[s]\) 表示从空串得到 \(s\) 能够节省的最多代价，其中 \(s\) 必须是一个目标串的偶回文子串，且最后一步必须是第二种操作。

其他的所有无关状态和转移方式是不必要去记录的，不难发现这种转移形式就已经涵盖了最优解。

我们考虑 \(\mathrm{f}[s_0]\) 能转移到 \(\mathrm{f}[s_1]\)，当且仅当 \(s_0\) 是 \(s_1\) 的一半的子串，也就是 \(s_0\) 在 \(s_1\) 中的出现位置必须是不跨越中点的。
然后我们才有 \(\mathrm{f}[s_1] = \max \{ \mathrm{f}[s_0] \} + \mathrm{len}[s_1] / 2 - 1\)。

这种「\(s_0\) 是 \(s_1\) 的一半的子串」的关系该如何刻画呢？直接转移显然是不可取的。

我们注意到如果 \(s_0\) 在 \(s_1\) 的左半边出现了，则在右半边也必然出现，我们只考虑在右半边出现的情况。

如果 \(s_0\) 在 \(s_1\) 的右半边中出现的位置，右端点是与 \(s_1\) 的右端点相同的，也就是说 \(s_0\) 实际上是 \(s_1\) 的后缀。
这就可以通过跳回文自动机的 \(\mathrm{fail}\) 链进行转移，只需跳到最长的长度不超过一半的偶回文后缀即可。

如果 \(s_0\) 不是 \(s_1\) 的后缀该如何是好？注意到如果我们逐渐去掉 \(s_1\) 的左右两端的字符，总会有一个时刻 \(s_0\) 变成了 \(s_1\) 的后缀。
这时我们考虑新的 \(s_1\) 和原本的 \(s_1\) 在 DP 值上的差距，可以发现恰好差了一端去掉的字符的数量。
从另一个角度看，可以理解为从回文自动机中的双亲结点转移而来，意义是在第二种操作前先执行第一种操作，以节省代价。

也就是 \(\mathrm{f}[s] = \max \{ \mathrm{f}[\mathrm{par}[s]] + 1, \mathrm{f}[\mathrm{fail2}[s]] + \mathrm{len}[s] / 2 - 1 \}\)。
其中 \(\mathrm{par}[s]\) 为回文自动机中的双亲结点，\(\mathrm{fail2}[s]\) 为长度不超过一半的最长偶回文后缀。

回文自动机在维护 \(\mathrm{fail}\) 时的时间复杂度是线性的，原因与 KMP 类似。

再维护一个 \(\mathrm{fail2}\) 会如何呢？实际上我们只需从 \(\mathrm{fail2}[\mathrm{par}[s]]\) 转移，通过势能分析同样可以得到时间复杂度是均摊 \(\mathcal O (1)\) 的。

代码中写的是只存储偶回文子串的回文自动机，且 \(\mathrm{len}\) 数组存储的是回文串长度的一半。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n)\)，评测链接。

2020-11-05

BK. Tours

题意简述

给定一张 \(n\) 个点 \(m\) 条边的无向图，第 \(i\) 条边连接结点 \(a_i\) 和 \(b_i\)，图中不存在重边或自环。保证图中存在至少一个简单环。

假设有 \(k\) 种颜色，每条边都会被染其中一种颜色。还必须满足每个简单环中，每种颜色的边的数量都相同。

请你求出所有可能满足条件的 \(k\) 值。

数据范围：\(1 \le n \le 2000\)，\(1 \le m \le 2000\)。

AC 代码 
#include <cstdio>
#include <random>
#include <chrono>
#include <algorithm>
#include <vector>
#include <unordered_map>

std::mt19937_64 rng(std::chrono::steady_clock::now().time_since_epoch().count());

int gcd(int a, int b) { return b ? gcd(b, a % b) : a; }

typedef unsigned long long ULL;
const int MN = 2005, MM = 2005;

int N, M, eu[MM], ev[MM];
std::vector<int> G[MN];

int vis[MN], par[MN], evis[MM], epar[MN], idfn[MN], dfc;
void DFS(int u) {
	vis[u] = 1;
	for (int e : G[u]) {
		int v = eu[e] ^ ev[e] ^ u;
		if (vis[v]) continue;
		par[v] = u;
		epar[v] = e;
		evis[e] = 1;
		DFS(v);
	}
	idfn[++dfc] = u;
}

ULL val[MN], eval[MM];
std::unordered_map<ULL, int> mp;
int main() {
	scanf("%d%d", &N, &M);
	for (int i = 1; i <= M; ++i)
		scanf("%d%d", &eu[i], &ev[i]),
		G[eu[i]].push_back(i),
		G[ev[i]].push_back(i);
	for (int i = 1; i <= N; ++i) if (!vis[i]) DFS(i);
	for (int i = 1; i <= M; ++i) if (!evis[i])
		eval[i] = rng(),
		val[eu[i]] ^= eval[i],
		val[ev[i]] ^= eval[i];
	for (int i = 1, u; i <= N; ++i) if (par[u = idfn[i]])
		val[par[u]] ^= eval[epar[u]] = val[u];
	for (int i = 1; i <= M; ++i) if (eval[i]) ++mp[eval[i]];
	int Ans = 0;
	for (auto p : mp) Ans = gcd(Ans, p.second);
	for (int x = 1; x <= Ans; ++x) if (Ans % x == 0) printf("%d%c", x, " \n"[x == Ans]);
	return 0;
}

在此我仅叙述算法流程，不给出所有严谨证明。
严谨证明可参见虞皓翔的 OI 中转站中的题解。在此提供一个存档链接（挂靠在博客园文件下），题解中提及的二级链接不存档。

考察所有环都不相交的情况，自然地，\(k\) 应是每个环长度的因数，也就是 \(k\) 应是所有环长度的最大公因数（\(\gcd\)）的因数。
此条件是必要且充分的，因为可以对每个 \(k\) 构造解，只需在每个环上对边按顺序从颜色 \(1 \sim k\) 循环染色，不难验证满足条件。

对于两个环在某条边处相交的情况（前文的不相交也是指边不相交），我们注意到这两个环的边集的对称差（异或）形成的新导出子图（边导出子图）仍然是若干个环的不交并，故必然满足颜色数量相同的条件。
把其中涉及到的边分成三类：(1) 属于环 \(A\) 但不属于环 \(B\) 的；(2) 属于环 \(B\) 但不属于环 \(A\) 的；(3) 既属于环 \(A\) 又属于环 \(B\) 的。
将第 \(i\) 类中的某种特定颜色的边的数量记作 \(c_i\)，可以根据三个条件列出关于 \(c_1, c_2, c_3\) 的满秩的线性方程组。由此得出：这三类边也都分别满足每种颜色的边的数量相同的条件。

我们可以得到：任意两个环的交、并、以及差（边集作差，对应前文中的 (1) 和 (2) 两类），也都是满足条件的。

任意三个环的交又如何呢？上述过程是无法类推的，我们只能仅凭某种 intuition，去断言任意数目的环的交/并/差都满足条件。
（只提供思路不提供证明，证明见 yhx）

此断言提供了 \(k\) 取值的必要性，即 \(k\) 需要是所有的「任意数目的环的交/并/差」的边集大小的 \(\gcd\) 的因数。
而充分性相对容易理解，因为每个环都可以表示成这些极小边集的不交并，所以对每个极小边集进行均匀分配颜色的染色即可。

接下来我们需要计算每个极小边集的大小，首先有结论：

  • 两条边同属于一个极小边集，当且仅当包含其中一条边的所有环，与包含另一条边的所有环，完全相同。

充分性：显然如果完全相同，就不可能有任何环的边集之间的运算将它们分离。
必要性：如果存在一个环包含其中一条边而不包含另一条，使用集合差运算将它们分离。

所以我们判断两条非桥边是否同属于一个极小边集，可以通过断开其中一条，查看另一条是否变成了桥边的方法判断。

在算法中我们可以随便指定一条边断开，然后求新增的桥边，这些边与断开的那条就同属于一个极小边集。

用 Tarjan 算法求桥边，这个算法的时间复杂度可以做到 \(\mathcal O (m (n + m))\)。

接下来提供另一种求极小边集的方法：

考虑类似「『BZOJ3569 : DZY Loves Chinese II』（Claris 题解）」的做法，求出生成森林后，给每个非树边赋一个随机权值，而树边的权值等于所有经过它的非树边的权值的异或和。

在假设所有非树边权值线性无关（看作 \(\mathbb{F}_2\) 中的向量）的前提下，有结论：每个权值相等（且非零）的边等价类都是极小边集。

这是因为：对于每条非树边，它与它经过的所有树边组成一个环。而如果两条边（称为关键边）权值相等，就说明经过它们的非树边相同。而一个环是否经过某条边，是可以根据这个环经过的「经过了这条边的非树边」的数量的奇偶性确定的，如果为奇数就是经过了这条边。所以，既然经过这两条关键边的非树边相同，一个环如果经过了其中一条关键边——也就是经过了奇数次的那些非树边，同理也会经过另一条关键边。反之亦然。结合前文的「包含两条边的所有环相同」的结论即证。

直接实现所有非树边权值线性无关的算法是不可接受的，所以只能通过随机化去实现，但这就造成非树边权值可能线性相关。

在非树边权值可能线性相关的情况下，也许可以分析出错误率，但 yhx 的题解也没有提到。

最后，把每条非树边的权值异或到经过的树边上的这个过程，由于异或的特殊性，可以通过树上差分–前缀和在线性时间内实现。

时间复杂度为 \(\mathcal O (n + m)\)，评测链接。

posted @ 2020-10-12 10:26  粉兔  阅读(7336)  评论(1)  编辑  收藏  举报