Vjudge contest 425061
Problem A
乱搞一下就可以了。
代码
#pragma GCC optimize(2)
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=55;
int n,a[N],b[N],cnt[N],res=0;
void dfs(int now){
if(now>n){
int tmp=1e9+7,lst=-1e9-7;
for(int i=0;i<24;++i){
if(cnt[i]) tmp=min(tmp,i-lst),lst=i;
if(cnt[i]>1){tmp=0;break;}
}
// for(int i=0;i<24;++i) printf("%d ",cnt[i]);
// printf("\n");
tmp=min(tmp,24-lst),res=max(res,tmp);
return ;
}
b[now]=a[now],cnt[b[now]]++;
dfs(now+1),cnt[b[now]]--;
if(a[now]&&!cnt[24-a[now]]){
b[now]=24-a[now],cnt[b[now]]++;
dfs(now+1),cnt[b[now]]--;
}
}
int main(){
cin>>n,cnt[0]++;
for(int i=1;i<=n;++i) scanf("%d",&a[i]);
dfs(1);return printf("%d\n",res),0;
}
Problem B
你暴搜一下找一波规律就可以了，然后发现在 \(k-1\) 为质数的时候才能满足一种更简单的构造方法，然后就可以了。
代码
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=2e3+5,K=2e3+5;
int n,k,a[N][K];
int used[N][N],cnt[N];
void dfs(int x,int y){
if(y>k){
for(int i=1;i<x;++i){
int cnt=0;
for(int c=1;c<=k;++c){
for(int d=1;d<=k;++d)
cnt+=(a[i][c]==a[x][d]);
}
if(cnt!=1) return ;
}
return dfs(x+1,1);
}
if(x>n){
for(int i=1;i<=n;++i){
for(int j=1;j<=k;++j)
printf("%d ",a[i][j]);
printf("\n");
}
exit(0);
}
for(int i=1;i<=n;++i){
if(used[x][i]||cnt[i]>=k) continue;
used[x][i]=true,cnt[i]++;
a[x][y]=i,dfs(x,y+1);
used[x][i]=false,cnt[i]--;
}
}
int main(){
// scanf("%d%d",&n,&k);
// dfs(1,1);
n=1407,k=38;
printf("%d %d\n",n,k);
for(int i=1;i<=k;++i) printf("%d ",i);
printf("\n");
for(int i=1;i<k;++i){
for(int j=1;j<k;++j)
a[i][j]=i*(k-1)+j+1;
}
for(int i=1;i<k;++i){
printf("1 ");
for(int j=1;j<k;++j)
printf("%d ",a[i][j]);
printf("\n");
}
for(int i=1;i<k;++i){
printf("2 ");
for(int j=1;j<k;++j)
printf("%d ",a[j][i]);
printf("\n");
}
for(int i=3;i<=k;++i){
for(int j=1;j<k;++j){
printf("%d ",i);
for(int c=1,d=j;c<k;++c,d=(d+i-3)%(k-1)+1){
printf("%d ",a[c][d]);
}
printf("\n");
}
}
return 0;
}
Problem C
就是考虑对于若干个点，如果你考虑让这些点联通，必定可以通过其中的边来使得这几个点的权值相同。考虑对于一个点集，如果所有点的权值和是 \(A\) ，联通这些点的最小的边权和 \(B\) ，点数为 \(k\) ，那么可以证明（证明略），那么每一个都可以到达的点值为 \(\frac{\max(A-B,0)}{k}\) 。
这样的话对于每一个子集，我们定义 \(f_i\) 表示子集 \(i\) 所有点至少可以变成多少，这样状态转移方程就是：
然后这个枚举子集和每一个子集的子集复杂度的证明在这里。
代码
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=16;
int n;bool used[N];
struct City{double x,y,w;}a[N];
struct Edge{int u,v;double w;};
bool cmp(Edge a,Edge b){return a.w<b.w;}
struct DSU{
int fa[N];
void init(int n){for(int i=1;i<=n;++i) fa[i]=i;}
int find(int x){return fa[x]==x?x:fa[x]=find(fa[x]);}
bool merge(int u,int v){
int fu=find(u),fv=find(v);
if(fu!=fv) return fa[fu]=fv,true;
return false;
}
}d;
vector<Edge> bag;double f[1<<N];
double dis(City a,City b){
return sqrt((a.x-b.x)*(a.x-b.x)+(a.y-b.y)*(a.y-b.y));
}
double cal(int x){
double res=0,cnt=0;
bag.clear(),d.init(n);
memset(used,0,sizeof(used));
for(int i=1;i<=n;++i) used[i]=(x&(1<<(i-1)));
for(int i=1;i<=n;++i) res+=used[i]*a[i].w,cnt+=used[i];
for(int i=1;i<=n;++i){
if(!used[i]) continue;
for(int j=i+1;j<=n;++j){
if(!used[j]) continue;
bag.push_back((Edge){i,j,dis(a[i],a[j])});
}
}
sort(bag.begin(),bag.end(),cmp);
for(int i=0;i<(int)bag.size();++i)
res-=d.merge(bag[i].u,bag[i].v)*bag[i].w;
return res=max(res,0.0),res/cnt;
}
int main(){
cin>>n;
for(int i=1;i<=n;++i){
scanf("%lf%lf%lf",&a[i].x,&a[i].y,&a[i].w);
}
for(int i=1;i<(1<<n);++i){
f[i]=cal(i);
for(int j=i;j;j=(j-1)&i)
f[i]=max(f[i],min(f[j],f[i^j]));
}
return printf("%.10lf\n",f[(1<<n)-1]),0;
}
Problem D
问了一圈看了一堆题解还是没有懂，决定自己思考做出来。（我太弱了）
首先需要明确的是，我们要求的是不同的染色方案数！！！
然后我们不妨来考虑一下一个只有向右和向下的特殊情况。
然后你会发现他一定满足有一个向右下延伸的颜色的分界线，为什么呢？
我们首先比较显然的，若图上有 \(n\) 个向右的， \(m\) 个向下的，我们可以将其简化为一个 \(n\times m\) 的矩形。
然后你首先对于 \((1,1)\) 这个格子，你发现对于他的颜色，实际上是决定了是第一行的机器人先走还是第一列的机器人先走，如果是第一行的先走，你就可以往右一格，继续考虑是第一行的先走还是第二列的先走……如此类推，你发现最终的一种涂色状态必然对应一种由 \((1,1)\) 走到 \((n+1,m+1)\) 的方案。
为什么是 \((n+1,m+1)\) 呢？实际上我们颜色的比较到达第 \(n+1\) 行或者第 \(m+1\) 列是就可以结束了，相当于是要统计从 \((1,1)\) 到第 \(n+1\) 行和第 \(m+1\) 列的总方案数，此数值正好等于到达 \((n+1,m+1)\) 的方案数。
以上，我们相当于证明了一个只有 \(n\) 个向右的和 \(m\) 个向下的位置的方案数为 \(\binom{n+m}{n}\) 。
我们需要将这个东西扩展一下。我们考虑再加一个向上的方向该如何计算呢？
沿用我们上面的思路，相当于一个位置我们可能要考虑三个方向的先后，好像不好办了。
但是如果你发现如果存在一条横线将其横向划分开，那么他就被转化为了我们上述的子问题了。
我们不妨设向右的有 \(n\) 个，向下的有 \(m\) 个，向上的有 \(k\) 个，我们钦定选择一个横向的连上，然后同时强制上半部分不能同时出现横向连满的，下半部分却可以，那么式子是：
目前为止，我们已经解决了有三个方向的问题，式子如上。
其实你可以将两个式子分别看成你要走的两个方向的方案数，然后这个 \(\sum\) 实际上可以看成是枚举你在什么位置向右（或向上，总之就是不是和 \(i\) 在同一个维度上的方向）走一步，然后整个式子就变成了一个组合数。
然后考虑四个方向的怎么办，有一种方法就是枚举如何将整个矩形分解成三个方向的，复杂度应该是 \(O(n^2)\) 的，然后你考虑前缀和优化一下就可以了吧。
我来试一试。
然后你发现，如果这么做的话有很多的样例是过不了的，一下有几个需要特判的地方。
- 如果没有机器人，输出 \(1\) 。
- 考虑横竖两个方向都可以将整个矩形分成两个只有三个方向的矩形。
- 在考虑三个方向的问题时，如果 \(n\) 是 \(0\) ，就不能用公式计算了，具体如何计算可以自己思考。
代码
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define int long long
const int N=1e5+5;
const int MOD=998244353;
int n,m,fac[N<<2],ifac[N<<2];
int a[N],b[N],c[N],d[N];//r,l,d,u
int f[N],res=0;
int ksm(int x,int k){
int res=1;
for(;k;k>>=1,x=x*x%MOD)
if(k&1) res=res*x%MOD;
return res;
}
int cal(int n,int m){
if(n<0||m<0||n<m) return 1;
return fac[n]*ifac[m]%MOD*ifac[n-m]%MOD;
}
void solve(){
memset(f,0,sizeof(f));
int cnt1=0,cnt2=0,cnt3=0;
for(int i=1;i<=n;++i) cnt1+=a[i];
for(int i=1;i<=n;++i) cnt2+=b[i];
if(!cnt1&&!cnt2){
for(int i=1;i<=m;++i) cnt3+=(c[i]&&d[i]);
res+=ksm(2,cnt3),res%=MOD;
return ;
}
if(!cnt2){
swap(cnt1,cnt2);
for(int i=1;i<=n;++i) swap(a[i],b[i]);
for(int i=1;i<=(m>>1);++i) swap(c[i],c[m-i+1]);
for(int i=1;i<=(m>>1);++i) swap(d[i],d[m-i+1]);
}
if(cnt1){
for(int i=1;i<=m;++i){
if(c[i]||d[i]) f[i]=cal(cnt1+cnt3-1,cnt1-1);
cnt3+=c[i]+d[i];
}
for(int i=1;i<=m;++i){
f[i]+=f[i-1],f[i]%=MOD;
if(c[i]&&d[i]) f[i]<<=1,f[i]%=MOD;
}
}
else{
for(int i=1;i<=m;++i){
cnt3+=(c[i]&&d[i]);
if(c[i]||d[i]) f[i]=ksm(2,cnt3);
}
}
cnt3=0;
for(int i=m;i>=1;--i){
if(c[i]||d[i]) res+=f[i]*cal(cnt2+cnt3-1,cnt2-1)%MOD,res%=MOD;
cnt3+=c[i]+d[i];
}
}
signed main(){
cin>>n>>m,fac[0]=ifac[0]=1;
for(int i=1;i<=n+n+m+m;++i) fac[i]=fac[i-1]*i%MOD;
for(int i=1;i<=n+n+m+m;++i) ifac[i]=ksm(fac[i],MOD-2);
int cnt=0;
for(int i=1;i<=n;++i) scanf("%1lld",&a[i]),cnt+=a[i];
for(int i=1;i<=n;++i) scanf("%1lld",&b[i]),cnt+=b[i];
for(int i=1;i<=m;++i) scanf("%1lld",&c[i]),cnt+=c[i];
for(int i=1;i<=m;++i) scanf("%1lld",&d[i]),cnt+=d[i];
if(!cnt) return printf("1"),0;
solve(),swap(n,m),swap(a,d),swap(a,b),swap(a,c),solve();
return printf("%lld\n",res),0;
}
