10.4 - 11.4 改题纪要

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17.10.4 - 11.4 改题纪要2024-11-04

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10.4 - 11.4 改题纪要

还是决定写一起。

等写完了就会把问号改了

冲刺CSP联训模拟2

以后见了计数先想容斥！！！

T1 挤压

按位拆开，每两位一块考虑，枚举每个数是否选， $O (n l o g^{2} n)$ 的。
T2 工地难题

考虑恰好比较难做，先前缀和变成至少。

发现 $0$ 个数一定，其将序列分成若干小段，每段有若干 $1$ 。

相当于是 $\sum x_{i} = k (x_{i} < k)$ 的形式，直接容斥即可。
T3 星空遗迹

首先发现点显然的性质。
- 连续一段的长度无意义。
- 如果一段中两端（如果只有一端就是一端）都是能赢他的，就可以删掉这一段。
- 依次删掉后一定只剩下一段相同的。
由此可以有单调栈写法，保证任意一个非栈顶元素一定会输给其下一个（也可写逆天并查集，但好像不太好扩展到正解）。

考虑修改。

对于每个元素，维护栈在加入它后的大小，设其为 $f_{i}$ ：

$f_{i} = {\begin{cases} f_{i} + 1 & s_{i} < s_{i - 1} \lor i = 1 \\ f_{i} & s_{i} = s_{i - 1} \\ max (f_{i} - 1, 1) & s_{i} > s_{i - 1} \end{cases}$
最后的答案就是最后一个为 $1$ 的位置

发现这个 $m a x$ 很难整，考虑直接去掉，发现其相当于是连续下降，容易证明有一个好的性质：只有最小值和最后一个 $1$ 一一对应。

但其实也不用特意找最后一个，考虑升降是对称的，所以栈大小相同的元素一定是一样的。

维护单点改，前缀和的区间 $m i n$ ，可以直接上线段树上二分，也可以前缀和变成区间加，区间 $m i n$ 。
T4 纽带

析合树上 $d p$ ，这是我现在能改的？？？

多校A层冲刺NOIP2024模拟赛03

两签一原（虽然原不是都做过，但是也是签）。

T4 量子隧穿问题（experiment）：

挺好的题，@wang54321 不要因为你实现屎就说题屎。

发现记录有没有猫的方案数比较麻烦，这里我们记录概率。

显然基环树，先考虑只是一棵树怎么做，考虑设 $d p_{i, j}$ 表示第 $i$ 时刻 $j$ 的概率，依次枚举边转移即可，转移就是考虑猫是否转移。

发现有环就挂了，因为考虑若 $p (p < 1)$ 的概率有猫， $1 - p$ 的概率没猫，在环上转移一圈时每一个都对 $p$ 有依赖，在最后转移到起点时就会将依赖有猫和依赖没猫的结合，导致错误。

可能可以通过逆天小技巧进行最后一步转移，但这里介绍比较简单的钦定。

考虑题解做法，钦定第一条边的左右端点来断边，钦定其在跳环前是 $1, 1$ 、 $0, 1$ 、 $1, 0$ 、 $0, 0$ 分讨，最后乘上其概率即可。

发现 $0, 1$ 和 $1, 0$ 在跳第一次之后一模一样，可以只分讨三种。

考虑有冲突的关键是依赖有猫和依赖没猫的概率的冲突，只钦定环上第一次跳的点即可，只用分讨两种。

csp-s模拟9

accoders 的模拟赛出过了，于是有了这个代替，不是我们 csp/noip 模拟赛出两道 UNR 是吧。

T1 邻面合并

发现 $m$ 很小，直接用 vector 状压即可。

也可以压二进制，发现对于每一层那些地方会有矩形是固定的，状态只是分割点，可以 $2^{8}$ 压起来。
T2 光线追踪

考虑横线和竖线互不影响，分开考虑。

每条线对应一个斜率范围，离散化后就是区间推 $min$ ，单点查。

注意边界。
T3 百鸽笼

好题，单开了一篇 this

T4 滑稽树下你和我

~~计算几何，没准会改。~~

真的改了。

首先需要知道怎么求点到线段距离，考虑先点积判断是否垂足在线段上，用叉积的模除以底来求垂线长。

可以看 this

二分答案。

首先有结论，如果在两个点在两条线段一端时满足，在另一端时也满足，则一定有满足要求的一种移动。

证明就是发现将一条线段放平，另一条一定时单调的。

于是在特殊性质时可以直接枚举两个点来转移。

考虑在非特殊性质时，会有一个点在一条边上等另一个，考虑将边变成点，由于有结论，在最优时一定是等的点在离另一个点最近的点上，直到另一个点到达是其依然在最近的点上。

形如：

形如（图不咋地，凑合吧）

考虑将边变成点，其和其他点的距离就是点到直线距离，可以直接转移，但有小常数的做法，设 $d p_{i, j}$ 表示一个点在 $i$ 边上，另一个在 $j$ 点上是否可行，发现其也可以表示所有情况。

放个代码吧

 #include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
using llt=long long;
using llf=long double;
using ull=unsigned long long;
#define endl '\n'
#ifdef LOCAL
	FILE *InFile=freopen("in_out/in.in","r",stdin),*OutFile=freopen("in_out/out.out","w",stdout);
#else
	FILE *InFile=stdin,*OutFile=stdout;
#endif
 
const double Eps=1e-8;
int Cmp(double a,double b){return fabs(a-b)<Eps?0:(a<b?-1:1);}
struct Pnt{double x,y; Pnt(){} Pnt(double a,double b):x(a),y(b){}};
double Dis(const Pnt &a,const Pnt &b){return sqrtl((a.x-b.x)*(a.x-b.x)+(a.y-b.y)*(a.y-b.y));}
struct Vec{
	double x,y; Vec(){} Vec(double a,double b):x(a),y(b){}
	Vec(const Pnt &a,const Pnt &b):x(b.x-a.x),y(b.y-a.y){}
	Vec &operator+=(const Vec &b){x+=b.x,y+=b.y; return *this;}
	Vec operator-()const{return Vec(-x,-y);}
	Vec &operator-=(const Vec &b){*this+=-b; return *this;}
	Vec operator+(const Vec &b)const{Vec ans=*this; return ans+=b;}
	Vec operator-(const Vec &b)const{Vec ans=*this; return ans-=b;}
	Vec &operator*=(double k){x*=k,y*=k; return *this;}
	friend Vec operator*(double k,Vec a){a*=k; return a;}
	Vec operator*(double k)const{return k*(*this);}
	double operator*(const Vec &b)const{return x*b.x+y*b.y;}
	double operator^(const Vec &b)const{return x*b.y-y*b.x;}
};
struct Lin{
	Pnt a,b; Lin(){} Lin(const Pnt &a1,const Pnt &a2):a(a1),b(a2){} 
	Lin(double a1,double a2,double a3,double a4):a(a1,a2),b(a3,a4){}
	operator Vec()const{return Vec(a,b);} operator double()const{return Dis(a,b);}
};
double Dis(const Pnt &p,const Lin &l){
	if(Vec(l.a,p)*Vec(l.a,l.b)<0) return Dis(p,l.a);
	if(Vec(l.b,p)*Vec(l.b,l.a)<0) return Dis(p,l.b);
	return abs(Vec(l.a,l.b)^Vec(l.a,p))/double(l);
}
 
const int N=1003;
struct Gph{
	int hd[N],to[N<<1],nt[N<<1],wt[N<<1],tot=1;
	void Add(int u,int v,int w){wt[++tot]=w,to[tot]=v,nt[tot]=hd[u],hd[u]=tot;}
	void ADD(int u,int v,int w){Add(u,v,w),Add(v,u,w);}
#define For_to(i,u,v,g) for(int i=g.hd[u],v=g.to[i];i;i=g.nt[i],v=g.to[i])
}g;
int n,sa,sb,cd[N]; Pnt cp[N]; Lin cl[N];
bool dp[N][N];
 
bool Chk(double lim){
	memset(dp,0,sizeof(dp));
	queue<pair<int,int>> que;
	auto Lim=[&lim](double a){return Cmp(a,lim)<=0;};
	For_to(i,sa,v,g) if(Lim(Dis(cp[sb],cl[g.wt[i]]))) dp[sb][g.wt[i]]=1,que.emplace(sb,i);
	For_to(i,sb,v,g) if(Lim(Dis(cp[sa],cl[g.wt[i]]))) dp[sa][g.wt[i]]=1,que.emplace(sa,i); 
	while(!que.empty()){
		auto tmp=que.front(); que.pop();
		int p=tmp.first,l=tmp.second;
		if(cd[p]==1&&((cd[g.to[l]]==1&&Lim(Dis(cp[p],cp[g.to[l]])))||(cd[g.to[l^1]]==1&&Lim(Dis(cp[p],cp[g.to[l^1]]))))) return 1;
		For_to(i,p,v,g){
			if(!dp[v][g.wt[l]]&&Lim(Dis(cp[v],cl[g.wt[l]]))) dp[v][g.wt[l]]=1,que.emplace(v,l);
			int np=g.to[l],nl=g.wt[i]; if(!dp[np][nl]&&Lim(Dis(cp[np],cl[nl]))) dp[np][nl]=1,que.emplace(np,i);
			np=g.to[l^1]; if(!dp[np][nl]&&Lim(Dis(cp[np],cl[nl]))) dp[np][nl]=1,que.emplace(np,i);
		}
	}
	return 0;
}
 
int main(){
	ios::sync_with_stdio(false),cin.tie(nullptr),cout.tie(nullptr);
	cin>>n>>sa>>sb; cout<<fixed<<setprecision(10);
	for(int i=1;i<=n;++i) cin>>cp[i].x>>cp[i].y;
	for(int i=1;i<n;++i){int a,b; cin>>a>>b; cl[i]=Lin(cp[a],cp[b]),g.ADD(a,b,i),++cd[a],++cd[b];}
	double l=Dis(cp[sa],cp[sb]),r=2e6;
	for(int i=1;i<=40;++i){
		double mid=(l+r)/2;
		if(Chk(mid)) r=mid;
		else l=mid;
	}
	cout<<l;
}

多校A层冲刺NOIP2024模拟赛04

T4 表达式：

首先观察性质，发现除了暴力以外所有模数都可以分解成较小的互质数相乘。

直接线段树维护值域套 CRT 合并即可。

多校A层冲刺NOIP2024模拟赛06

T3 一个真实的故事：

首先发现值域很小，考虑直接用线段树维护，合并的时候暴力将左边最靠右和右边最靠左的不同 $k$ 个归并扫描线即可。

有和值域无关的做法，可以看 this（~~马上就写~~写了）
T4 异或区间（xor）：

经典结论：对于每个值所管辖的 $m a x$ 区间中左边和右边较小的一边的和是 $n \log n$ 级的。

证明可以考虑笛卡尔树。

于是有两种做法，一是用可持久化 trie 每次遍历较小区间，一是建笛卡尔树跑启发式。

csp-s模拟11

不是非多校的题这么难。（断句：不是、非多校的题这么难？）

T3 暴雨：

考虑对于两边都漏的显然是不好整，考虑枚举前 $k$ 大来作为最大的分割左右（比它大的直接铲掉）。

考虑只有一边要枚举，设 $d p_{i, j, k}$ 表示当前在 $i$ ，挖了 $k$ 下，前面最高的是 $k$ ，暴力转移是 $O (n^{2} k)$ 的，但是发现最高的只有可能是前 $k$ 大，于是可以做到 $O (n k^{2})$ ，总复杂度 $O (n k^{3})$ 。

有个简单的实现是将第三维保留 $n$ 的大小，将第一维滚掉优化空间，这样不用下标的重编号。

当我们写出 $d p$ 后，我们发现枚举前 $k$ 大纯唐，可以直接将前缀后缀用一个拼起来转移，不用每次重做一遍，复杂度变为 $n k^{2}$ 。
T2 AVL 树：

根据前序遍历或中序遍历贪心即可，因为树高是 $\log$ 的每次暴力跳爹来更新右子树最少选的个数，细节不少。
T4 置换：

首先是置换环经典结论，其次数等于 $lcm {环长}$ 。

考虑 $d p$ ，设 $d p_{i, j}$ 表示以 $i$ 为环长， $j$ 为 $lcm$ 的概率，枚举长度和个数转移即可，用方案数的乘上 ${lcm}^{2}$ ，注意在最后除掉 $n!$

用 $m a p$ 轻松 60pts，考虑优化。

发现对于一个 $\geq \sqrt{n}$ 的因子，其最大次数是一，先提出来， $d p$ 完放回即可。
T5 传统题：

是个好题，先放这提醒我改。

多校A层冲刺NOIP2024模拟赛07

T3 距离（distance）：

首先用树形 $d p$ 经典结论，每次合并子树用 $s z_{u} \times s z_{v}$ （这里 $s z_{u}$ 是已经合并的子树大小）总复杂度 $n^{2}$ ，证明考虑每个点对只会在 $l c a$ 处有 $1$ 的贡献。

但正解和这个没关系。

考虑 $min max$ 容斥，将 $max | x_{a} - x_{b} |, | y_{a} - y_{b} |$ 也就是切比雪夫距离转曼哈顿距离，问题就变成了求解四个不相关的绝对值。

暴力可以树状数组套 dsu on tree，用巴雷特约减可以卡过 accoder，过不了学校 oj。

可以直接用值域线段数，类似 cdq 统计左区间对右区间的贡献，线段树合并即可。
T4 团队选拔（selection）：

考虑一个 $n^{3}$ 做法：设 $d p_{i, j}$ 表示前缀是 $i$ ， $gcd$ 是 $j$ 的方案数，最后枚举一遍 $a_{i}$ 和 $gcd$ 转移即可。

发现显然结论，每个数为起点的所有区间的 $gcd$ 的种类数是 $\log$ 级别的， $n$ 个数就是 $n \log n$ 级别的。

于是我们用栈处理出每个数前后缀区间的 $gcd$ 种类所对应的左右端点区间，具体的就是每次加入时将当前栈遍历一遍，和这个数取 $gcd$ 后合并相同区间，显然任意时刻栈的大小是 $\log$ 级的。

然后枚举每个 $gcd$ ，总共有用的转移点一共就 $n \log n$ 个，对于没有转移点的直接区间推平，用线段树维护，答案是区间加，差分即可。

多校A层冲刺NOIP2024模拟赛08

T3 战场模拟器 (simulator) ：

考虑每个人只会死一次，盾也只有一次贡献，用线段树维护区间 $m i n$ 暴力改即可（也可以用分块微调快长）。
T4 点亮 (light) ：

首先经过转换题意，发现其每个联通块都是一个重边加上一些边组成的树，联通块个数就是重边个数。

容斥，设 $g (x)$ 表示钦定（至少） $x$ 条重边的方案数。

不太显然的是：

$g (x) = \frac{n!}{2^{x} (n - 2 i)!} \prod_{j = 1}^{x} \frac{1}{(\binom{n}{2}) - (\binom{n - 2 j}{2})}$
解释就是在 $\prod$ 后面的部分是钦定选的边求概率，考虑从大到小按边权加边，将 $j$ 理解为从 $x$ 到 $1$ 可能好理解一点， $\prod$ 前面的部分是在选这 $x$ 条边（式子约了一个 $i!$ ）。

csp-s模拟12

T3 小 y 的数论

先考虑全局，这个是简单的，显然取长剖后的前 $k$ 长链即可。

考虑区间，显然可以直接推到虚树上，考虑合并，对于 $k = 2$ 时其有优秀性质：直径可以合并，类似的，我们猜测 $k > 2$ 时也有可以合并的性质，其实确实有，证明也比较显然，考虑每次必然取的时长链端点，而端点又一定是之前的端点。

于是有了好做法，ST 表维护，合并时对于左右各 $k$ 个点建虚树，长剖求答案，查询时依然这样合并。

稍微分析一下复杂度就知道，根本过不去！

考虑分块来平衡复杂度，每 $K$ 个分一块，块间维护 ST 表，最后将散块暴力合并即可。
T4 小j 的组合

是签，想不到吧。

考虑复制一个点等价于让一个点的经过次数 $+ 1$ ，考虑树上的哈密顿路就是 $d f s$ 一遍，发现只有一条链可以只经过一遍，于是就是找直径板子。

多校A层冲刺NOIP2024模拟赛09

T1 排列最小生成树

不是， $n \sqrt{n} \log n$ 过不去 $5 \times 10^{4}$ 啊啊啊！

首先发现边权 $> n$ 的点对一定不会选，因为显然从 $1$ 连到 $n$ 连一条链就没有边权 $> n$ 。

发现两个点能连当且仅当 $| i - j | <= \sqrt{n}$ 或 $| p_{i} - p_{j} | <= \sqrt{n}$ ，其一共只有 $n \sqrt{n}$ 对，最后桶排跑最小生成树即可。
T4 区间 (interval)

首先离线，将询问离线到右端点，扫描线。

考虑如何维护第一个限制，用单调栈即可。

考虑第二个限制，直接上线段树，于是变成了区间历史和板子。

多校A层冲刺NOIP2024模拟赛10

T3 TG393. 列表

this（罕见的提前写好了）

后面的基本都是逆天区分度，不写了。

也许会把几个不太逆天的单改一下。

好像还有一道『T5 传统题』没改，别急，一定会改的。

完结撒花！！~~正好一个月~~

posted @ 2024-11-04 19:51 5k_sync_closer 阅读(82) 评论(1) 编辑收藏举报

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	#include<bits/stdc++.h>
	using namespace std;
	using llt=long long;
	using llf=long double;
	using ull=unsigned long long;
	#define endl '\n'
	#ifdef LOCAL
	FILE InFile=freopen("in_out/in.in","r",stdin),OutFile=freopen("in_out/out.out","w",stdout);
	#else
	FILE InFile=stdin,OutFile=stdout;
	#endif

	const double Eps=1e-8;
	int Cmp(double a,double b){return fabs(a-b)<Eps?0:(a<b?-1:1);}
	struct Pnt{double x,y; Pnt(){} Pnt(double a,double b):x(a),y(b){}};
	double Dis(const Pnt &a,const Pnt &b){return sqrtl((a.x-b.x)(a.x-b.x)+(a.y-b.y)(a.y-b.y));}
	struct Vec{
	double x,y; Vec(){} Vec(double a,double b):x(a),y(b){}
	Vec(const Pnt &a,const Pnt &b):x(b.x-a.x),y(b.y-a.y){}
	Vec &operator+=(const Vec &b){x+=b.x,y+=b.y; return *this;}
	Vec operator-()const{return Vec(-x,-y);}
	Vec &operator-=(const Vec &b){this+=-b; return this;}
	Vec operator+(const Vec &b)const{Vec ans=*this; return ans+=b;}
	Vec operator-(const Vec &b)const{Vec ans=*this; return ans-=b;}
	Vec &operator=(double k){x=k,y=k; return this;}
	friend Vec operator(double k,Vec a){a=k; return a;}
	Vec operator(double k)const{return k(*this);}
	double operator(const Vec &b)const{return xb.x+y*b.y;}
	double operator^(const Vec &b)const{return xb.y-yb.x;}
	};
	struct Lin{
	Pnt a,b; Lin(){} Lin(const Pnt &a1,const Pnt &a2):a(a1),b(a2){}
	Lin(double a1,double a2,double a3,double a4):a(a1,a2),b(a3,a4){}
	operator Vec()const{return Vec(a,b);} operator double()const{return Dis(a,b);}
	};
	double Dis(const Pnt &p,const Lin &l){
	if(Vec(l.a,p)*Vec(l.a,l.b)<0) return Dis(p,l.a);
	if(Vec(l.b,p)*Vec(l.b,l.a)<0) return Dis(p,l.b);
	return abs(Vec(l.a,l.b)^Vec(l.a,p))/double(l);
	}

	const int N=1003;
	struct Gph{
	int hd[N],to[N<<1],nt[N<<1],wt[N<<1],tot=1;
	void Add(int u,int v,int w){wt[++tot]=w,to[tot]=v,nt[tot]=hd[u],hd[u]=tot;}
	void ADD(int u,int v,int w){Add(u,v,w),Add(v,u,w);}
	#define For_to(i,u,v,g) for(int i=g.hd[u],v=g.to[i];i;i=g.nt[i],v=g.to[i])
	}g;
	int n,sa,sb,cd[N]; Pnt cp[N]; Lin cl[N];
	bool dp[N][N];

	bool Chk(double lim){
	memset(dp,0,sizeof(dp));
	queue<pair<int,int>> que;
	auto Lim=[&lim](double a){return Cmp(a,lim)<=0;};
	For_to(i,sa,v,g) if(Lim(Dis(cp[sb],cl[g.wt[i]]))) dp[sb][g.wt[i]]=1,que.emplace(sb,i);
	For_to(i,sb,v,g) if(Lim(Dis(cp[sa],cl[g.wt[i]]))) dp[sa][g.wt[i]]=1,que.emplace(sa,i);
	while(!que.empty()){
	auto tmp=que.front(); que.pop();
	int p=tmp.first,l=tmp.second;
	if(cd[p]==1&&((cd[g.to[l]]==1&&Lim(Dis(cp[p],cp[g.to[l]])))\|\|(cd[g.to[l^1]]==1&&Lim(Dis(cp[p],cp[g.to[l^1]]))))) return 1;
	For_to(i,p,v,g){
	if(!dp[v][g.wt[l]]&&Lim(Dis(cp[v],cl[g.wt[l]]))) dp[v][g.wt[l]]=1,que.emplace(v,l);
	int np=g.to[l],nl=g.wt[i]; if(!dp[np][nl]&&Lim(Dis(cp[np],cl[nl]))) dp[np][nl]=1,que.emplace(np,i);
	np=g.to[l^1]; if(!dp[np][nl]&&Lim(Dis(cp[np],cl[nl]))) dp[np][nl]=1,que.emplace(np,i);
	}
	}
	return 0;
	}

	int main(){
	ios::sync_with_stdio(false),cin.tie(nullptr),cout.tie(nullptr);
	cin>>n>>sa>>sb; cout<<fixed<<setprecision(10);
	for(int i=1;i<=n;++i) cin>>cp[i].x>>cp[i].y;
	for(int i=1;i<n;++i){int a,b; cin>>a>>b; cl[i]=Lin(cp[a],cp[b]),g.ADD(a,b,i),++cd[a],++cd[b];}
	double l=Dis(cp[sa],cp[sb]),r=2e6;
	for(int i=1;i<=40;++i){
	double mid=(l+r)/2;
	if(Chk(mid)) r=mid;
	else l=mid;
	}
	cout<<l;
	}