S2考前综合刷题营Day1

打扑克

题目描述

皮蛋为了讨好黑妞，想要跟她打扑克。

他们打的扑克是这样一种规则：有面值大小从 $1$ 到 $n$ 的扑克各一张。其中奇数牌在皮蛋手中，偶数牌在黑妞手中。每人每次只能出一张牌，先出完者获胜（遵循最基本的扑克规则：当对手出牌后，可以选择出一张比他大的牌，或者不管，让他再任意出一张牌）。假设皮蛋和黑妞都是足够聪明的人，都想让自己获胜。现在给定 $n$ 和谁先出牌，那么谁会获胜呢？

输入格式

第 $1$ 行 $1$ 个正整数 $T$，表示数据组数。

接下来 $T$ 行，每行 $2$ 个正整数 $n,op$，表示打一局牌。其中 $n$ 如题所示，保证 $op∈{0,1}$，$op=0$ 表示皮蛋先出牌，$op=1$ 表示黑妞先出牌。

输出格式

$T$ 行每行 $1$ 个数表示打一局牌的答案。$0$ 表示皮蛋获胜，$1$ 表示黑妞获胜。

样例数据

input

2
5 0
10 1

output

0
1

数据规模与约定

对于 $40\%$ 的数据，$n≤10$。

对于 $70\%$ 的数据，$n≤10000$。

对于 $100\%$ 的数据，$2≤n≤101000,T≤100$。

时间限制：$1s$
空间限制：$512MB$

Solution

分奇偶，分先后，简单模拟找规律即可。
发现只有当牌数为奇数且皮蛋先手时，皮蛋才能赢，否则都是黑妞赢。
要注意特判 $n=2$ 的情况。

粉刷匠

题目描述

皮蛋喜欢黑妞，想为她粉刷一面网格墙。

墙上有 $n$ 行 $m$ 列共 $n∗m$ 个网格。初始时，整面墙都是红色的。皮蛋只有红、蓝两种颜色的油漆，而且皮蛋很懒，他每次刷墙只会把某一整行或某一整列刷成红色或蓝色。皮蛋一共粉刷了 $k$ 次墙。现在给出皮蛋的粉刷方案，请你求出最后这面墙有多少个格子是蓝色的。

输入格式

第 $1$ 行 $3$ 个正整数 $n,m,k$。

接下来 $k$ 行，每行 3$ 个整数 $x,y,z$ 表示一次刷墙。保证 $x,z∈{0,1}$ x，$x=0$ 表示皮蛋粉刷第 $y$ 行，否则表示粉刷第 $y$ 列；$z=0$ 则表示将该行（列）的格子都粉刷成红色，否则表示都粉刷成蓝色。保证操作合法。

输出格式

$1$ 行 $1$ 个数表示答案。

样例数据

input

2 2 2
0 1 1
1 2 1

output

数据规模与约定

对于 $30\%$ 的数据，$1≤n,m,k≤1000$。

对于另外 $30\%$ 的数据，$n≤10,1≤m,k≤100000$。

对于 $100\%$ 的数据，$1≤n,m,k≤1000000$。

时间限制：$2s$
空间限制：$512MB$

Solution

考虑到对于每一个格子，只有最后一次的行或列的修改对它有效，所以我们可以倒着考虑。
这样，每个格子就只被修改了一次，那么对于被修改的某一行或某一列，以后不会再考虑了，所以我们可以把它删掉。
对于行的修改，如果是将这一行改为蓝色，那么我们将 $ans+=m(m$为列数$)$，同时 $n--(n$为行数)；修改列同理。

#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#define ll long long
using namespace std;
int read()
{
	char ch=getchar();
	int a=0,x=1;
	while(ch<'0'||ch>'9')
	{
		if(ch=='-') x=-x;
		ch=getchar();
	}
	while(ch>='0'&&ch<='9')
	{
		a=(a<<1)+(a<<3)+(ch^48);
		ch=getchar();
	}
	return a*x;
}
const int N=1e6+5;
int n,m,k;
int opt[N],x[N],y[N];
bool vis[2][N];
ll ans;
int main()
{
	n=read();m=read();k=read();
	for(int i=1;i<=k;i++)
	{
		opt[i]=read();
		x[i]=read();
		y[i]=read();
	}
	for(int i=k;i>=1;i--)
	{
		if(vis[opt[i]][x[i]]) continue;
		vis[opt[i]][x[i]]=1;
		if(opt[i]==0) ans+=m*y[i],n--;
		else ans+=n*y[i],m--;
	}
	printf("%lld\n",ans);
	return 0;
}

直线竞速

题目描述

一年一度的繁荣山庄直线竞速比赛要开始了！

本次比赛共有 $n$ 位选手，第 $i$ 位选手的起点在 $a_i$ 位置，速度是 $v_i$，速度方向是正方向。

之后有 $Q$ 个询问，每次询问经过 $t$ 秒后，排名在第 $k$ 位的选手的编号（在相同位置时，编号小的排名靠前）。

输入格式

第 $1$ 行 $1$ 个正整数 $n$。

接下来 $n$ 行，每行 $2$ 个正整数 $v_i,a_i$。

接下来 $1$ 行 $1$ 个整数 $Q$。

接下来 $Q$ 行，每行 $2$ 个正整数 $t,k$，表示一个询问。

输出格式

$Q$ 行，每行一个整数表示询问的答案。

样例数据

input

output

数据规模与约定

对于 $30\%$ 的数据，$1≤n,Q≤1000$。

对于另外 $40\%$ 的数据，$k=1$。

对于 $100\%$ 的数据，$1≤n,Q≤7000$，$1≤t≤10^9$，$1≤v_i,a$i≤10^5$，$1≤k≤n$。

时间限制：$2s$
空间限制：$512MB$

Solution

40pts

对于每次询问，$O(n)$ 求出此刻每个人的位置，然后从大到小排序，输出第 $k$ 大的人编号。
时间复杂度 $O(Qn\log{n})$。

70pts

在 $40pts$ 的基础上，对于 $k=1$ 的部分，我们求出每个人位置的同时维护最大位置和这个人的编号，然后输出即可。
时间复杂度 $O(Qn)$。

100pts

我的做法：考虑到当时间 $t$ 逐渐增大时，决定人和人之间的位置关系的主要是他们的速度，所以我们可以求一个时间 $T$，表示在 $T$ 时刻之后他们的相对位置不再变化，可以求得
$T$ 的最大范围是 $10^5$，所以如果 $t>=T$，我们直接输出速度排名第 $k$ 的人的编号；否则 $O(On\log{n})$ 暴力求得第 $k$ 小的人的编号。
时间复杂度 $O(Qn\log{n}-$玄学$)$

#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#define ll long long
using namespace std;
int read()
{
	char ch=getchar();
	int a=0,x=1;
	while(ch<'0'||ch>'9')
	{
		if(ch=='-') x=-x;
		ch=getchar();
	}
	while(ch>='0'&&ch<='9')
	{
		a=(a<<1)+(a<<3)+(ch^48);
		ch=getchar();
	}
	return a*x;
}
const int N=7005;
struct node
{
	int x,v,Id;
	ll now;
}a[N],b[N];
int n,q;
double dp[N][N],T;
bool cmp(node x,node y)
{
	if(x.v==y.v) return x.x>y.x;
	return x.v>y.v;
}
bool Cmp(node x,node y)
{
	if(x.now==y.now) return x.Id<y.Id;
	return x.now>y.now;
}
double max(double a,double b)
{
	if(a>b) return a;
	return b;
}
int main()
{
	n=read();
	for(int i=1;i<=n;i++)
	{
		a[i].v=read();
		a[i].x=read();
		a[i].Id=i;
	}
	sort(a+1,a+1+n,cmp);
	memset(dp,0x3fff,sizeof(dp));
	for(int i=1;i<n;i++)
	{
		for(int j=i+1;j<=n;j++)
		{
			if(a[i].x>=a[j].x) dp[i][j]=0;
			else 
			{
				dp[i][j]=1.0*(a[j].x-a[i].x)/(a[i].v-a[j].v);
				T=max(T,dp[i][j]);
			}
		}
	}
	q=read();
	for(int i=1;i<=q;i++)
	{
		int t=read();
		int k=read();
		if(1.0*t>=T) printf("%d\n",a[k].Id);
		else
		{
			if(k==1)
			{
				ll ans=-1e15,ansid;
				for(int i=1;i<=n;i++)
				{
					a[i].now=a[i].x+t*a[i].v;
					if(a[i].now>ans)
					{
						ans=a[i].now;
						ansid=a[i].Id;
					}
				}
				printf("%d\n",ansid);
			}
			else
			{
				for(int i=1;i<=n;i++)
				{
					b[i].now=a[i].x+t*a[i].v;
					b[i].Id=a[i].Id;
				}
				sort(b+1,b+1+n,Cmp);
				printf("%d\n",b[k].Id);
			}
		}
	}
	return 0;
}

正解做法：
显然，任意两位选手的相对位置最多只会变化一次，所有选手在整个比赛期间的两两相对位置的交换次数最多是 $\frac{n(n-1)}{2}$ 。
于是我们把询问按时间排序，维护比赛期间选手的排名，对于每次询问，像冒泡排序一样从前往后把每位选手向前冒泡，总的交换次数是 $O(n^2)$ 的。
时间复杂度 $O(n^2+nQ+Q\log{Q})$。

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#include<vector>
#include<queue>
#include<cmath>
#include<set>
#include<map>
#include<cstdlib>
#include<bitset>
#include<stack>
#include<ctime>
#include<fstream>
#define dd double
#define ll long long
#define mp make_pair
#define pb push_back
#define N 7010
#define M 1010
using namespace std;
int n,Q;
struct ma
{
	int v,a,num;
}w[N];
bool cmp1(ma x,ma y)
{
	return x.a>y.a;
}
struct am
{
	int t,k,ans,num;
}q[N];
bool cmp2(am x,am y)
{
	return x.t<y.t;
}
bool cmp3(am x,am y)
{
	return x.num<y.num;
}
int main()
{
	cin>>n;
	for(int i=1;i<=n;i++)
	{
		scanf("%d%d",&w[i].v,&w[i].a);
		w[i].num=i;
	}
	cin>>Q;
	for(int i=1;i<=Q;i++)
	{
		scanf("%d%d",&q[i].t,&q[i].k);
		q[i].num=i;
	}
	sort(w+1,w+n+1,cmp1);
	sort(q+1,q+Q+1,cmp2);
	for(int i=0;i<=Q;i++)
	{
		for(int j=1;j<=n;j++)
		{
			for(int k=j;k>1;k--)
			{
				ll x=w[k].a+(ll)w[k].v*q[i].t;
				ll y=w[k-1].a+(ll)w[k-1].v*q[i].t;
				if(y<x||y==x&&w[k-1].num>w[k].num) swap(w[k-1],w[k]);
				else break;
			}
		}
		q[i].ans=w[q[i].k].num;
	}
	sort(q+1,q+Q+1,cmp3);
	for(int i=1;i<=Q;i++) printf("%d\n",q[i].ans);
}

游戏

题目描述

有一个游戏：给定两个正整数序列 $A,B$，长度分别为 $n,m$。你可以做如下操作：删掉 $A$ 的最后 $x(x≥1)$ 个数并得到它们的和 $S_1$，同时删掉 $B$ 的最后 $y(y≥1)$ 个数并得到它们的和 $S_2$，这次操作的花费是 $(S_1–x)(S_2–y)$。你需要一直操作直到 $A,B$ 都为空（不能做完一次操作后使得其中一个为空而另一个非空）。本次游戏的总花费是每次花费的和。求最小的总花费。

输入格式

第 $1$ 行 $2$ 个正整数 $n,m$。

第 $2$ 行 $n$ 个正整数，表示序列 $A$。

第 $3$ 行 $m$ 个正整数，表示序列 $B$。

输出格式

$1$ 行 $1$ 个数表示最小的总花费。

样例数据

input

3 2
1 2 3
1 2

output

数据规模与约定

数据点 $1:n=20，m=20$。

数据点 $2:n=110，m=80$。

数据点 $3:n=200，m=130$。

数据点 $4:n=400，m=80$。

数据点 $5:n=1000，m=333$。

数据点 $6:n=510，m=910$。

数据点 $7:n=1200，m=1400$。

数据点 $8:n=700，m=1800$。

数据点 $9:n=1998，m=1370$。

数据点 $10:n=2000，m=1999$。

对于 $100\%$ 的数据，$1≤A_i,B_i≤1000$。

时间限制：$2s$
空间限制：$512MB$

Solution

首先化简一下题目，把每个数 $--$，问题就变成了区间和直接乘。
$f[i][j]$ 表示 $A$ 的前 $i$ 个数和 $B$ 的前 $j$ 个数做游戏的最小总花费。
$F[i][j]=min(f[k][r]+(S_A[i]-S_A[k])*(S_B[j]-S_B[r]))，0<=k<i,0<=r<j$ $S_A,S_B$ 表示 $A,B$ 的前缀和。
时间复杂度 $O(n^2m^2)$。
一个结论：存在一个最优解的每次删数，至少有一段长度是 $1$。
于是状态转移只需要枚举一维时间复杂度 $O(nm(n+m))$。
有了之前的结论，可以重新思考转移的状态：
$1.$ 若 $A$ 和 $B$ 截取的最后一段长度均为 $1$，则有转移为：$f[i][j]=\min(f[i][j],f[i-1][j-1]+a[i]*b[j])$。
$2.$ 若 $A$ 的最后一段长度为 $1$，$B$ 的长度不为 $1$，则有转移 $f[i][j]=\min(f[i][j],f[i-1][k]+a[i]*(b[k+1]+b[k+2]+...+b[j]))$。
对照上一种情况的转移方程，换种角度来思考：我们用长度为 $1$ 的 $A$ 序列和长度为 $k$ 的 $B$ 序列对应，其实就是第一种情况执行了 $k$ 次，因为无论如何，$a[i]*b[j]$ 的贡献都会加进去的。
则有转移方程：$f[i][j]=\min(f[i][j],f[i][j-1]+a[i]*b[j])$。（就是让 $B$ 序列的后几个依次与 $a[i]$ 对应）。
$3.$ 若 $B$ 的最后一段长度为 $1$，$A$ 的长度不为 $1$，此情况与情况 $2$ 同理，转移方程为：$f[i][j]=\min(f[i][j],f[i-1][j]+a[i]*b[i])$。
综上，给出最后的转移方程：$f[i][j]=\min(f[i-1][j-1],\min(f[i-1][j],f[i][j-1]))+a[i]*b[j]$
边界条件：$f[0][0]=0$
时间复杂度：$O(nm)$。

#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#define ll long long
using namespace std;
int read()
{
	char ch=getchar();
	int a=0,x=1;
	while(ch<'0'||ch>'9')
	{
		if(ch=='-') x=-x;
		ch=getchar();
	}
	while(ch>='0'&&ch<='9')
	{
		a=(a<<1)+(a<<3)+(ch^48);
		ch=getchar();
	}
	return a*x;
}
const int N=2005;
int n,m;
int a[N],b[N];
ll f[N][N];
int main()
{
	n=read();m=read();
	for(int i=1;i<=n;i++) a[i]=read()-1;
	for(int i=1;i<=m;i++) b[i]=read()-1;
	memset(f,127,sizeof(f));
	f[0][0]=0;
	for(int i=1;i<=n;i++)
	{
		for(int j=1;j<=m;j++)
		{
			f[i][j]=min(f[i-1][j-1],min(f[i-1][j],f[i][j-1]))+a[i]*b[j];
		}
	}
	printf("%lld\n",f[n][m]);
	return 0;
}

posted @ 2020-10-01 17:31 暗い之殇阅读(328) 评论(1) 编辑收藏举报

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暗い之殇

你要记得，紫檀未灭，我亦未去。

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输出格式

样例数据

input

output

数据规模与约定

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粉刷匠

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输出格式

样例数据

input

output

数据规模与约定

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直线竞速

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样例数据

input

output

数据规模与约定

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70pts

100pts

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input

output

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