[题解]test0406模拟赛
A - exercise
照题意模拟即可，注意每天先增后减。细节见代码。
时间复杂度\(O(m\log m)\)。
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#include<bits/stdc++.h>
#define M 514
#define int long long
using namespace std;
struct task{int l,r,w;}a[M];
int n,m;
string s;
signed main(){
ios::sync_with_stdio(false),cin.tie(nullptr),cout.tie(nullptr);
cin>>n>>m;
for(int i=1;i<=m;i++) cin>>s>>a[i].l>>a[i].r>>a[i].w;
sort(a+1,a+1+m,[](task a,task b){return a.l<b.l;});
for(int i=1;i<=m;i++){
n+=a[i].l-a[i-1].r-1;
int t=(1-a[i].w)*(a[i].r-a[i].l+1);
if(n+t<=0) cout<<"Runtime Error\n"<<a[i].l+(n-1)/(a[i].w-1),exit(0);
// ↑相当于a[i].l+⌈n/(a[i].w-1)⌉-1
n+=t;
}
n+=1440-a[m].r;
cout<<"Accepted\n"<<n<<"\n";
return 0;
}
B - 魔兽争霸
区间修改、查询名次等操作通常可以用平衡树在\(O((n+m)\log n)\)的时间复杂度中完成。不过放在这道题，我们也可以使用线段树达到同样的时间复杂度。
先对中途所有可能出现的血量（最多有\(n+m\)个）进行离散化，然后用线段树作为桶数组（现在才知道这叫做权值线段树）。应对\(2\)种操作：
- 血量修改：血量从\(x\)变成\(y\)，在线段树上仅需将\(x\)处\(-1\)，\(y\)处\(+1\)。
- 查询第\(k\)大：采用线段树上二分，对于当前节点对应的区间\([l,r]\)，令该区间的第\(k\)大是\(f(l,r,k)\)，则：
- 如果\([mid+1,r]\)中数的个数\(cnt\ge k\)，说明第\(k\)名在\([mid+1,r]\)中，那么\(f(l,r,k)=f(mid+1,r,k)\)。
- 如果\([mid+1,r]\)中数的个数\(cnt<k\)，说明第\(k\)名在\([l,mid]\)中，那么\(f(l,r,k)=f(l,mid,k-cnt)\)。
每个操作时间复杂度都是\(O(\log n)\)，算上离散化的\(O(n\log n)\)，总时间复杂度为\(O((n+m)\log n)\)。
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#include<bits/stdc++.h>
#define int long long
#define lc (x<<1)
#define rc (x<<1|1)
#define N 30010
#define M 50010
using namespace std;
struct Que{char op;int p,v;}q[M];
int n,m,a[N],ta[N],tmp[(N+M)],idx,ans;
int sum[(N+M)<<2],tag[(N+M)<<2];
unordered_map<int,int> to;
void update(int x){sum[x]=sum[lc]+sum[rc];}
void pushdown(int l,int r,int x){
if(tag[x]!=0){
int mid=(l+r)>>1;
tag[lc]+=tag[x];
tag[rc]+=tag[x];
sum[lc]+=tag[x]*(mid-l+1);
sum[rc]+=tag[x]*(r-mid);
tag[x]=0;
}
}
void build(int l,int r,int x){
if(l==r){
sum[x]=0;
return;
}
int mid=(l+r)>>1;
build(l,mid,lc);
build(mid+1,r,rc);
update(x);
}
void chr(int a,int b,int v,int l,int r,int x){
if(a<=l&&r<=b){
tag[x]+=v;
sum[x]+=v*(r-l+1);
return;
}
pushdown(l,r,x);
int mid=(l+r)>>1;
if(a<=mid) chr(a,b,v,l,mid,lc);
if(b>mid) chr(a,b,v,mid+1,r,rc);
update(x);
}
int query(int k,int l,int r,int x){
if(l==r) return tmp[l]<=0?-1:tmp[l];
pushdown(l,r,x);
int mid=(l+r)>>1;
if(sum[rc]>=k) return query(k,mid+1,r,rc);
else return query(k-sum[rc],l,mid,lc);
}
signed main(){
ios::sync_with_stdio(false),cin.tie(nullptr),cout.tie(nullptr);
cin>>n;
for(int i=1;i<=n;i++) cin>>a[i],tmp[++idx]=ta[i]=a[i];
cin>>m;
for(int i=1;i<=m;i++){
cin>>q[i].op;
if(q[i].op=='A'){
cin>>q[i].p>>q[i].v,q[i].op='+',q[i].v=-q[i].v;
tmp[++idx]=(ta[q[i].p]+=q[i].v);
}else if(q[i].op=='C'){
cin>>q[i].p>>q[i].v,q[i].op='+';
tmp[++idx]=(ta[q[i].p]+=q[i].v);
}else cin>>q[i].v;
}
sort(tmp+1,tmp+1+idx);
int len=unique(tmp+1,tmp+1+idx)-tmp-1;
for(int i=1;i<=len;i++) to[tmp[i]]=i;
build(1,len,1);
for(int i=1;i<=n;i++) chr(to[a[i]],to[a[i]],1,1,len,1);
for(int i=1;i<=m;i++){
if(q[i].op=='+'){
chr(to[a[q[i].p]],to[a[q[i].p]],-1,1,len,1),
a[q[i].p]+=q[i].v,
chr(to[a[q[i].p]],to[a[q[i].p]],1,1,len,1);
}else cout<<query(q[i].v,1,len,1)<<"\n";
}
for(int i=1;i<=n;i++) ans+=(a[i]>0);
cout<<ans<<"\n";
return 0;
}
线段树代码搬的之前的模板，所以单点修改都是直接调用的区间修改。实际上用不着区间修改。
C - 盟军敢死队
考虑建图求解，将敌人看做节点，如果\(u\)看向\(v\)，就连一条\(u\)向\(v\)的边。
这样建出的图\(G\)，按其拓扑序击杀，一定是合法的。
相应地，如果\(G\)存在环，则无法全部击杀，输出Impossible。
排除了不合法的情况，\(G\)就是一个DAG（有向无环图）。根据上面的分析，其不同拓扑序的数量即为答案。
考虑到节点数\(T\le 15\)，所以考虑直接状压dp。用一个01串\(x\)来表示我们所选定的节点集合\(A\)，节点\(u\)在\(A\)中，当且仅当\(x\)的第\(u\)位是\(1\)。
令\(f[x]\)表示所选的节点集合为\(A\)时的拓扑序计数。
考虑在\(A\)的基础上添加一个节点\(u\)，那么必须满足：
- \(u\)不在\(A\)中。
- \(u\)的子节点都在\(A\)中。
令新集合对应的整数为\(x'\)，那么有转移\(f[x']\leftarrow (f[x']+f[x])\)。
完成递推后，\(f[2^T-1]\)即为答案。
时间复杂度\(O(2^T T+nm\max(n,m))\)。
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#include<bits/stdc++.h>
#define int long long
#define N 61
#define NN 15
using namespace std;
struct edge{int nxt,to;}e[NN*N];
int n,m,dx[256],dy[256],idx,head[NN+5],deg[NN+5],cnt,num[N][N],enemy;
int f[1<<NN],son[1<<NN];
string s[N];
void add(int u,int v){
e[++idx]={head[u],v},head[u]=idx;
deg[v]++,son[u]|=(1<<v);
}
int frac(int x){int ans=1;for(int i=2;i<=x;i++) ans*=i;return ans;}
queue<int> q;
signed main(){
ios::sync_with_stdio(false),cin.tie(nullptr),cout.tie(nullptr);
memset(num,-1,sizeof num);
dx['^']=-1,dy['^']=0;
dx['v']=1,dy['v']=0;
dx['<']=0,dy['<']=-1;
dx['>']=0,dy['>']=1;
cin>>n>>m;
for(int i=0;i<n;i++) cin>>s[i];
for(int i=0;i<n;i++) for(int j=0;j<m;j++) if(dx[s[i][j]]|dy[s[i][j]]) num[i][j]=enemy++;
for(int i=0;i<n;i++){
for(int j=0;j<m;j++){
if(num[i][j]==-1) continue;
for(int x=i+dx[s[i][j]],y=j+dy[s[i][j]];;x+=dx[s[i][j]],y+=dy[s[i][j]]){
if(x<0||x>=n||y<0||y>=m||s[x][y]=='#') break;
if(~num[x][y]) add(num[i][j],num[x][y]);
}
}
}
int cnt=0;
for(int i=0;i<enemy;i++) if(!deg[i]) q.emplace(i);
while(!q.empty()){
int u=q.front();
q.pop(),cnt++;
for(int i=head[u];i;i=e[i].nxt){
deg[e[i].to]--;
if(!deg[e[i].to]) q.push(e[i].to);
}
}
if(cnt!=enemy) cout<<"Impossible\n",exit(0);
f[0]=1;
for(int i=0;i<(1<<enemy);i++){
for(int j=0;j<enemy;j++){
if(i&(1<<j)) continue;
if((i&son[j])!=son[j]) continue;
f[i|(1<<j)]+=f[i];
}
}
cout<<f[(1<<enemy)-1]<<"\n";
return 0;
}
D - orbs
可以想到一个很暴力的做法。
将边按权值排序。
为了使边权极差最小，我们所选的边要尽可能是一个连续的区间。
那么我们不妨枚举这个区间的左端点。对于每个左端点，从它开始逐个加边。这样每个左端点都跑出一个生成树，这些生成树的极差求最小值即为答案。
时间复杂度每个测试数据\(O(m(n+m))\)。
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#include<bits/stdc++.h>
#define int long long
#define N 105
#define M 5005
using namespace std;
struct edges{int u,v,w;}es[M];
int t,n,m,fa[N];
int find(int x){return fa[x]==x?x:fa[x]=find(fa[x]);}
signed main(){
ios::sync_with_stdio(false),cin.tie(nullptr),cout.tie(nullptr);
while(cin>>n>>m){
if(!n&&!m) break;
for(int i=1;i<=m;i++) cin>>es[i].u>>es[i].v>>es[i].w;
sort(es+1,es+1+m,[](edges a,edges b){return a.w<b.w;});
int ans=LLONG_MAX;
for(int i=1;i<=m;i++){
for(int j=1;j<=n;j++) fa[j]=j;
int cnt=0,ww=-1;
for(int j=i,u,v;j<=m;j++){
u=find(es[j].u),v=find(es[j].v);
if(u!=v) fa[u]=v,ww=es[j].w,cnt++;
}
if(cnt!=n-1) continue;
ans=min(ans,ww-es[i].w);
}
cout<<(ans==LLONG_MAX?-1:ans)<<"\n";
}
return 0;
}
浙公网安备 33010602011771号