【比赛题解】CSP2020 提高组题解

T1. 儒略日

Solution

首先为了方便讨论，先令 \(r \gets r + 1\)，这样的话，求的就是 " 第几天 " 而不是 " 经过了几天 " 了。

显然可以考虑把 " 时间轴 " 分成一些 " 时间段 "，在每一段中根据 " 日期变化的周期性 " 计算答案。

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>

using namespace std;

int Q;

int c[13] = { 0, 31, 28, 31, 30, 31, 30, 31, 31, 30, 31, 30, 31 };

int onelimit = 1721424;
int twolimit = 2299161;

bool isrn(long long x) {
	if (x % 4 != 0 || (x % 100 == 0 && x % 400 != 0)) return false;
	return true;
}

pair<int, int> turn(int x, bool rn) {
	int cnt = 0;
	for (int i = 1; i <= 12; i ++) {
		int delta = c[i];
		if (i == 2 && rn) delta ++;
		if (x <= cnt + delta) return make_pair(x - cnt, i);
		else cnt += delta;
	}
}

long long r;
int year;
long long cnt;

void work1() {
	if (r <= 366) {
		pair<int, int> ans = turn(r, 1);
		cout << ans.first << " " << ans.second << " " << 4713 << " BC" << endl;

		return;
	}

	r -= 366;

	cnt = (r - 1) / 1461 + 1;
	r -= (cnt - 1) * 1461;
	year = 4712 - (cnt - 1) * 4;

	cnt = (r - 1) / 365 + 1;
	if (r == 1461) cnt = 4;
	r -= (cnt - 1) * 365;
	year -= cnt - 1;

	pair<int, int> ans = turn(r, year % 4 == 1 ? 1 : 0);
	cout << ans.first << " " << ans.second << " " << year << " BC" << endl;
}

void work2() {
	r -= onelimit;

	cnt = (r - 1) / 1461 + 1;
	r -= (cnt - 1) * 1461;
	year = 1 + (cnt - 1) * 4;

	cnt = (r - 1) / 365 + 1;
	if (r == 1461) cnt = 4;
	r -= (cnt - 1) * 365;
	year += cnt - 1;

	pair<int, int> ans = turn(r, year % 4 == 0 ? 1 : 0);
	cout << ans.first << " " << ans.second << " " << year << endl;
}

void work3() {
	r -= twolimit;

	if (r <= 78) {
		if (r <= 17)
			cout << 14 + r << " " << 10 << " " << 1582 << endl;
		else if (r <= 47)
			cout << r - 17 << " " << 11 << " " << 1582 << endl;
		else
			cout << r - 47 << " " << 12 << " " << 1582 << endl;
		return;
	}

	r -= 78;

	if (r <= 731) {
		cnt = (r - 1) / 365 + 1;
		if (r == 731) cnt = 2;
		r -= (cnt - 1) * 365;
		year = 1582 + cnt;

		pair<int, int> ans = turn(r, cnt == 2 ? 1 : 0);
		cout << ans.first << " " << ans.second << " " << year << endl;

		return;
	}

	r -= 731;

	if (r <= 5844) {
		cnt = (r - 1) / 1461 + 1;
		r -= (cnt - 1) * 1461;
		year = 1585 + (cnt - 1) * 4;

		cnt = (r - 1) / 365 + 1;
		if (r == 1461) cnt = 4;
		r -= (cnt - 1) * 365;
		year += cnt - 1;

		pair<int, int> ans = turn(r, cnt == 4 ? 1 : 0);
		cout << ans.first << " " << ans.second << " " << year << endl;

		return;
	}

	r -= 5844;

	cnt = (r - 1) / 146097 + 1;
	r -= (cnt - 1) * 146097;
	year = 1601 + (cnt - 1) * 400;

	cnt = (r - 1) / 36524 + 1;
	if (r == 146097) cnt = 4;
	r -= (cnt - 1) * 36524;
	year += (cnt - 1) * 100;

	if (cnt == 4) {
		cnt = (r - 1) / 1461 + 1;
		if (r == 36525) cnt = 25;
		r -= (cnt - 1) * 1461;
		year += (cnt - 1) * 4;
	} else {
		cnt = (r - 1) / 1461 + 1;
		r -= (cnt - 1) * 1461;
		year += (cnt - 1) * 4;
	}

	cnt = (r - 1) / 365 + 1;
	if (r == 1461) cnt = 4;
	r -= (cnt - 1) * 365;
	year += cnt - 1;

	pair<int, int> ans = turn(r, isrn(year));
	cout << ans.first << " " << ans.second << " " << year << endl;
}

void work() {
	scanf("%lld", &r);
	r ++;

	if (r <= onelimit)
		work1();
	else if (r <= twolimit)
		work2();
	else
		work3();
}

int main() {
	scanf("%d", &Q);

	while (Q --)    work();

	return 0;
}

但是这个做法比较 naive，有没有更给力点的？有没有更加短小精悍的？

那当然还是有的：

对于 \(4713.1.1 \ \text{BC} \to 1600.12.31\) 的每一个日期，可以通过 " day by day " 的方式将答案先预处理出来。
对于 \(1601.1.1\) 及以后的每一个日期，可以通过 " 日期变化的周期性 " 来计算答案。

这样子做会少讨论许多的情况，比较好写。

T2. 动物园

LOJ #3380。

Solution

注意到对于所有的约束关系 \((p_i, q_i)\)，所对应的 \(q_i\) 是互不相同的。

那么，也就是说，如果我这里有一个动物编号，其中的第 \(i\) 位存在约束关系，那我的第 \(i\) 位就会固定的影响到清单中的若干位。

约定变量：

\(\text{match}_j\)：表示第 \(j\) 位是否存在约束关系。
\(\text{exist}_j\)：表示是否存在一个 \(a_i\)，满足 \(a_i\) 的第 \(j\) 位为 \(1\)。

那么当我们新加进去一个动物时，考虑每一位的取值。
显然第 \(j\) 位填 \(0\) 是可以的，因为这样不可能会影响到清单。
如果第 \(j\) 位填 \(1\)，当且仅当满足以下 \(2\) 个条件之一：

\(\text{match}_j = 0\)。
\(\text{match}_j = 1 \land \text{exist}_j = 1\)。

第一条显然。第二条指的是：虽然第 \(j\) 位存在约束关系，但是已经存在一个动物编号影响到了清单，那么我第 \(j\) 位填 \(1\) 也不会再次影响到清单了。

记 " 有多少位可以填 \(1\) " 的数量为 \(\text{fre}\)，根据乘法原理，一共可以养 \(2^\text{fre}\) 个动物。

但是题目问的是 " 还可以养多少个 "，可以证明，养过的 \(n\) 个动物一定被包含在这 \(2^\text{fre}\) 之内。

故答案即为 \(2^\text{fre} - n\)。

这题数据范围比较***钻，有几个 X 点：

k == 64 && n == 0 && m == 0 ：会爆 unsigned long long，需要特判，直接输出 \(2^{64}\) 即可。
fre == 64：使用 1ull << 64 时会爆炸，可以输出 (1ull << 63) - n + (1ull << 63)。

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>

using namespace std;

const int N = 1001000;

int n, m, c, k;

unsigned long long a[N];

bool match[65];
bool exist[65];

int main() {
	scanf("%d%d%d%d", &n, &m, &c, &k);

	if (k == 64 && n == 0 && m == 0) {
		puts("18446744073709551616");
		return 0;
	}

	for (int i = 1; i <= n; i ++)
		scanf("%llu", &a[i]);

	for (int i = 1, p, q; i <= m; i ++) {
		scanf("%d%d", &p, &q);
		match[p] = 1;
	}

	for (int i = 1; i <= n; i ++)
		for (int j = 0; j < k; j ++)
			if (a[i] >> j & 1) exist[j] = 1;

	int fre = 0;
	for (int j = 0; j < k; j ++)
		if (!(match[j] && !exist[j])) fre ++;

	if (fre == 64) {
		unsigned long long ans = 0;
		ans += (1ull << 63);
		ans -= n;
		ans += (1ull << 63);
		printf("%llu\n", ans);
	} else {
		printf("%llu\n", (1ull << fre) - n);
	}

	return 0;
}

T3. 函数调用

LOJ #3381。

Solution

不难看出，如果我把每个函数看成一个点。
那么对于每个 \(T_j = 3\) 的函数 \(j\)，我让 \(j\) 向 \(g_1^{(j)}, g_2^{(j)}, ..., g_{C_j}^{(j)}\) 连边的话，会得到一张 DAG。

记 " 调用函数 \(i\) 会使全局乘多少倍 " 为 \(\text{mul}_i\)，该数组可以在 DAG 上记忆化搜索求出。

注意到影响到答案最后取值的操作只有 " 单点加 " 和 " 全局乘 " 两种操作。
那么我可以尝试把最终序列上，第 \(i\) 个位置上的数表示为下列该式的形式：

\[a_i \times b + k_i \]

其中：

\(a_i\) 表示：初始序列中第 \(i\) 个位置上的值。
\(b\) 表示：所有操作结束后，" 全局乘 " 的倍数。
\(k_i\) 表示：所有 " 单点加 " 操作对第 \(i\) 个位置的贡献。

那现在关键是在于如何求出每个 \(k_i\)。

一个重要的思想是：如果我进行了一次 " 值为 \(a\) 的单点加 "，然后我进行了一次 " 值为 \(b\) 的全局乘 "，那么我可以看作是进行了 \(b\) 次 " 值为 \(a\) 的单点加 "。

记 " 函数 \(i\) 进行了多少次 " 为 \(f_i\)，对于每次调用，先在节点上打上标记，最后再用拓扑排序向下传递贡献。

具体地，倒序处理每一个调用（因为只有时间更靠后的 " 全局乘 " 才能影响到 " 单点加 "），假设说我这次要调用第 \(i\) 个函数，那么：

令 \(f_i \gets f_i + b\)。
令 \(b \gets b \times \text{mul}_i\)。

然后考虑拓扑排序，假设说我这次要处理第 \(i\) 个函数，那么：

若 \(T_i = 1\)，则令 \(k_{P_i} \gets k_{P_i} + V_i \times f_i\)。
若 \(T_i = 2\)，则无视该操作。
若 \(T_i = 3\)，则倒序处理每一个调用，假设说我现在要将贡献传递给函数 \(j\)，那么：
- 令 \(f_j \gets f_j + f_i\)。
- 令 \(f_i \gets f_i \times \text{mul}_j\)。

拓扑排序完直接输出 \(a_i \times b + k_i\) 即可。

时间复杂度 \(\mathcal{O}(n + m + Q)\)。

#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <queue>
#include <vector>

using namespace std;

inline int read() {
	int x = 0, f = 1; char s = getchar();
	while (s < '0' || s > '9') { if (s == '-') f = -f; s = getchar(); }
	while (s >= '0' && s <= '9') { x = x * 10 + s - '0'; s = getchar(); }
	return x * f;
}

const int N = 100100;
const int mod = 998244353;

int n;

int a[N];

int m;

struct operation {
	int opt;
	int pos, val;
	vector<int> g;
} T[N];

int mul[N];

void calc(int u) {
	if (mul[u] != -1) return;

	switch (T[u].opt) {
		case 1: {
			mul[u] = 1;

			break;
		}

		case 2: {
			mul[u] = T[u].val;

			break;
		}

		case 3: {
			mul[u] = 1;
			for (int i = 0; i < (int)T[u].g.size(); i ++) {
				int v = T[u].g[i];
				calc(v);
				mul[u] = 1ll * mul[u] * mul[v] % mod;
			}

			break;
		}
	}
}

int Q;
int idx[N];

int b;
int f[N];

int deg[N];

int k[N];

void topsort() {
	queue<int> q;

	for (int i = 1; i <= m; i ++)
		if (deg[i] == 0) q.push(i);

	while (q.size()) {
		int u = q.front(); q.pop();

		switch (T[u].opt) {
			case 1: {
				k[T[u].pos] = (k[T[u].pos] + 1ll * f[u] * T[u].val) % mod; 

				break;
			}

			case 2: {
				break;
			}

			case 3: {
				for (int j = T[u].g.size() - 1; j >= 0; j --) {
					int v = T[u].g[j];
					f[v] = (f[v] + f[u]) % mod;
					f[u] = 1ll * f[u] * mul[v] % mod;
					if (-- deg[v] == 0) q.push(v);
				}

				break;
			}
		}
	}
}

int main() {
	n = read();

	for (int i = 1; i <= n; i ++)
		a[i] = read();

	m = read();

	for (int i = 1; i <= m; i ++) {
		T[i].opt = read();

		switch (T[i].opt) {
			case 1: {
				T[i].pos = read(), T[i].val = read();

				break;
			}

			case 2: {
				T[i].val = read();

				break;
			}

			case 3: {
				int C = read();
				for (int j = 1; j <= C; j ++) {
					int x = read();
					T[i].g.push_back(x);
				}

				break;
			}
		} 
	}

	memset(mul, -1, sizeof(mul));
	for (int i = 1; i <= m; i ++)
		if (mul[i] == -1) calc(i); 

	Q = read();

	for (int i = 1; i <= Q; i ++)
		idx[i] = read();

	b = 1;
	for (int i = Q; i >= 1; i --) {
		switch (T[idx[i]].opt) {
			case 1: {
				f[idx[i]] = (f[idx[i]] + b) % mod;

				break;
			}

			case 2: {
				b = 1ll * b * T[idx[i]].val % mod;

				break;
			}

			case 3: {
				f[idx[i]] = (f[idx[i]] + b) % mod;
				b = 1ll * b * mul[idx[i]] % mod;

				break;
			}
		}
	}

	for (int u = 1; u <= m; u ++) {
		if (T[u].opt != 3) continue;

		for (int j = 0; j < (int)T[u].g.size(); j ++) {
			int v = T[u].g[j];
			deg[v] ++;
		} 
	}

	topsort();

	for (int i = 1; i <= n; i ++)
		printf("%d ", (1ll * a[i] * b + k[i]) % mod);
	puts("");

	return 0;
}

T4. 贪吃蛇

LOJ #3382。

Solution

算法一

部分分：\(n \leq 5 \times 10^4\)。

先是一个引理 1：

引理 1

那么我们将蛇分成 " 没有被操作过 " 和 " 被操作过 " 两类。现最强蛇操作后成为最弱蛇的局面之前，捕食后产生的蛇的强度是单调递减的。

即，捕食后产生的蛇中，先产生的蛇强于后产生的蛇。

证明

在保证没有出现最强蛇操作后成为最弱蛇的情况下。显然，当前的最强蛇没有上次操作时的最强蛇强，当前的最弱蛇也没有上次操作时的最弱蛇弱。根据不等式基本性质可知，当前产生的新蛇的实力值一定不大于上次操作时产生的蛇的实力值。

又由于给出来的实力值序列 \(\{a_n\}\) 满足 \(a_1 \leq a_2 \leq \cdots \leq a_{n - 1} \leq a_{n}\)。

那么我们将蛇分成 " 没有被操作过 " 和 " 被操作过 " 两类。

将第一类蛇取出来的顺序肯定是按照 \(n, n - 1, \cdots\) 这样编号递减的顺序取出来的。

由于将第一类蛇取出来后就会变成第二类蛇，所以第二类蛇产生的顺序也是按照 \(n, n - 1, \cdots\) 这样编号递减的顺序产生的，由于捕食后产生的蛇的实力值是单调递减的，所以将第二类蛇取出来的顺序自然也是按照 \(n, n - 1, \cdots\) 这样编号递减的顺序取出来的。

所以，即使是在权值相等的情况下，当前产生的新蛇的编号也一定不大于上次操作时产生的蛇的编号。

故当前产生的新蛇的强度一定不大于上次操作时产生的蛇的强度，引理 1 得证。

又是一个引理 2：

引理 2

在出现最强蛇操作后成为最弱蛇的局面之前，若一个最强蛇操作后不会成为最弱蛇，那么这条最强蛇一定会无脑进行该次操作。

证明

设当前有一条最强蛇 \(A\)。

（1）：如果这个最强蛇 \(A\) 操作后还是最强蛇。那当然吃就完事了。

（2）：如果这个最强蛇 \(A\) 操作后会有另一条蛇 \(B\) 取代了它最强的位置。由于我们假设的大前提，蛇 \(A\) 不会成为这次蛇 \(B\) 操作的目标。根据引理 1，蛇 \(B\) 进行该次操作后，强度一定不如操作过后的蛇 \(A\)。故蛇 \(B\) 成为狩猎对象的优先级一定高于蛇 \(A\)。在题目给定的 " 所有蛇均采取最优策略 " 的博弈背景下，蛇 \(B\) 会在不让自己死的前提下采取最优策略，那么蛇 \(A\) 肯定也不会死。

综上所述，引理 2 得证。

有了引理 1 和引理 2，可以考虑做一些事情。

注意到，不论蛇是怎么进行选择，每一轮中的捕食者与被捕食者都是不会发生变化的。

根据引理 2，在出现最强蛇操作后成为最弱蛇的局面之前，所有的局面都可以无脑的进行下去。

那重点就在于，第一次出现最强蛇操作后成为最弱蛇的局面。
现在要讨论该操作是否进行，就出现了蛇之间的千层博弈：

当前有蛇 \(A, B\)。
- 蛇 \(A\) 操作后成为了最弱蛇。
- 蛇 \(B\) 吃了蛇 \(A\) 后不会成为最弱蛇。
考虑到蛇 \(A\) 进行了该次操作后会被蛇 \(B\) 无脑吃掉，那么蛇 \(A\) 不该进行这次操作。
当前有蛇 \(A, B, C\)。
- 蛇 \(A\) 操作后成为了最弱蛇。
- 蛇 \(B\) 吃了蛇 \(A\) 后成为了最弱蛇。
- 蛇 \(C\) 吃了蛇 \(B\) 后不会成为最弱蛇。
考虑到蛇 \(B\) 吃了蛇 \(A\) 后自身难保，那么蛇 \(A\) 就会预判蛇 \(B\) 不敢吃它，那么蛇 \(A\) 就可以放心进行该次操作。
......

亦可以归纳证明，当第一次出现最强蛇操作后成为最弱蛇的局面时，该次操作是否进行，与 " 最强蛇操作后成为最弱蛇 " 这样的局面连续进行了多少次的奇偶性有关。若为偶数，那么该次操作可以放心进行；若为奇数，那么该次操作便不该进行。

讨论到这里，本题就有了一个初步的做法，分成 Part 1 与 Part 2：

在 Part 1 中：模拟操作，若第 \(i\) 步进行后最强蛇会成为最弱蛇，则进入 Part 2。
在 Part 2 中：模拟操作，统计 " 最强蛇操作后成为最弱蛇 " 这样的局面连续进行了多少次。
若为偶数，则答案为 \(n - i\)；若为奇数，则答案为 \(n - i + 1\)。

使用线段树或平衡树随意维护一下蛇，回答单次询问的时间复杂度是 \(\mathcal{O}(n \log n)\) 的，期望得分 \(70\)。

#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>

using namespace std;

inline int read() {
	int x = 0, f = 1; char s = getchar();
	while (s < '0' || s > '9') { if (s == '-') f = -f; s = getchar(); }
	while (s >= '0' && s <= '9') { x = x * 10 + s - '0'; s = getchar(); }
	return x * f;
}

const int N = 1001000;

int T;

int n, m;
struct Node {
	int val;
	int id;
	Node() { val = id = 0; }
	Node(int X, int Y) : val(X), id(Y) {}
} a[N], zero = (Node) { 0, 0 };

bool operator < (Node a, Node b) {
	if (a.val != b.val) return a.val < b.val;
	return a.id < b.id;
}

bool operator == (Node a, Node b) {
	return a.id == b.id;
}

bool operator != (Node a, Node b) {
	return a.id != b.id;
}

bool operator > (Node a, Node b) {
	if (a.val != b.val) return a.val > b.val;
	return a.id > b.id;
}

void makedata(int id) {
	if (id == 1) {
		n = read();
		for (int i = 1; i <= n; i ++) {
			a[i].val = read();
			a[i].id = i;
		}
	} else {
		m = read();
		for (int i = 1; i <= m; i ++) {
			int x = read(), y = read();
			a[x].val = y;
		}
	}
}

struct SegmentTree {
	int l, r;
	Node max, min;
} t[N * 4];

void upd(int p) {
	t[p].max = zero;
	if (t[p * 2].max != zero && t[p * 2].max > t[p].max) t[p].max = t[p * 2].max;
	if (t[p * 2 + 1].max != zero && t[p * 2 + 1].max > t[p].max) t[p].max = t[p * 2 + 1].max;

	t[p].min = (Node) { 0x3f3f3f3f, n + 1 };
	if (t[p * 2].min != zero && t[p * 2].min < t[p].min) t[p].min = t[p * 2].min;
	if (t[p * 2 + 1].min != zero && t[p * 2 + 1].min < t[p].min) t[p].min = t[p * 2 + 1].min;
}

void build(int p, int l, int r) {
	t[p].l = l, t[p].r = r;
	if (l == r) {
		t[p].max = t[p].min = a[l];
		return;
	}
	int mid = (l + r) >> 1;
	build(p * 2, l, mid), build(p * 2 + 1, mid + 1, r);
	upd(p);
}

void change(int p, int delta, Node val) {
	if (t[p].l == t[p].r) {
		t[p].max = t[p].min = val;
		return;
	}
	int mid = (t[p].l + t[p].r) >> 1;
	if (delta <= mid)
		change(p * 2, delta, val);
	else
		change(p * 2 + 1, delta, val);
	upd(p);
}

void work() {
	build(1, 1, n);

	int now = 1;
	for (; now < n; now ++) {
		if (now == n - 1) break;

		Node Max = t[1].max, Min = t[1].min;

		change(1, Min.id, zero);
		change(1, Max.id, zero);

		Node G = (Node) { Max.val - Min.val, Max.id };

		if (G < t[1].min) {
			change(1, Max.id, Max);
			change(1, Min.id, Min);
			break;
		} else {
			change(1, G.id, G);
		}
	}

	if (now == n - 1)  {
		puts("1");
		return;
	}

	int ans = n - now + 1;
	int round = 0;

	for (; now < n; now ++) {
		round ++;

		if (now == n - 1) {
			round ++;
			break;
		}

		Node Max = t[1].max, Min = t[1].min;

		change(1, Min.id, zero);
		change(1, Max.id, zero);

		Node G = (Node) { Max.val - Min.val, Max.id };

		if (G < t[1].min) {
			change(1, G.id, G);
		} else {
			round --;
			break;
		}
	}

	if (round % 2 == 0) ans --;

	printf("%d\n", ans);
}

int main() {
	T = read();

	for (int i = 1; i <= T; i ++) {
		makedata(i);
		work();
	}

	return 0;
}

算法二

从数据范围中亦可猜得标算是一个线性的做法。从输入格式中亦可猜得标算充分利用了 \(\{a_n\}\) 的单调性，不然时间复杂度的瓶颈就会在排序上。

优化方式便是类似「NOIP2016 提高组」蚯蚓中的利用数据独特的单调性，配合队列来维护最值的方法。

具体的，开两个队列 \(\mathtt{Q_1}, \mathtt{Q_2}\)。其中 \(\mathtt{Q_1}\) 维护的是 " 没有被操作过 " 的蛇。\(\mathtt{Q_2}\) 维护的是 " 被操作过 " 的蛇。且 \(\mathtt{Q_1}, \mathtt{Q_2}\) 中的蛇均按强度递减的顺序存放。

根据定义，最强蛇便是 \(\mathtt{Q_1}, \mathtt{Q_2}\) 中队首中的较大值，最弱蛇便是 \(\mathtt{Q_1}, \mathtt{Q_2}\) 中队尾中的较小值。

相较于算法一中，不同的地方在于：

在 Part 1 中：我们每次取出最强蛇与最弱蛇，然后进行该次操作，新产生的蛇直接放到 \(\mathtt{Q_2}\) 的队尾即可，根据引理 1，不失单调性。
在 Part 2 中：我们每次取出最强蛇与最弱蛇，先是判断该次操作后最强蛇是否会成为最弱蛇，若最强蛇会成为最弱蛇，那么将新产生的蛇直接放到 \(\mathtt{Q_2}\) 的队尾即可，根据最弱蛇的定义，不失单调性。

这样就可以使用队列来维护蛇了，回答单次询问的时间复杂度是 \(\mathcal{O}(n)\) 的，十分优秀。

#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <deque>

using namespace std;

inline int read() {
	int x = 0, f = 1; char s = getchar();
	while (s < '0' || s > '9') {  s = getchar(); }
	while (s >= '0' && s <= '9') { x = x * 10 + s - '0'; s = getchar(); }
	return x * f;
}

const int N = 1000100;

int T;

int n, m;
struct Node {
	int val;
	int id;
	Node() { val = id = 0; }
	Node(int X, int Y) : val(X), id(Y) {}
} a[N];

bool operator < (Node a, Node b) {
	if (a.val != b.val) return a.val < b.val;
	return a.id < b.id;
}

bool operator == (Node a, Node b) {
	return a.id == b.id;
}

bool operator > (Node a, Node b) {
	if (a.val != b.val) return a.val > b.val;
	return a.id > b.id;
}

void makedata(int id) {
	if (id == 1) {
		n = read();
		for (int i = 1; i <= n; i ++) {
			a[i].val = read();
			a[i].id = i;
		}
	} else {
		m = read();
		for (int i = 1; i <= m; i ++) {
			int x = read(), y = read();
			a[x].val = y;
		}
	}
}

deque<Node> p, q;

int GetMax() {
	int id = 0; Node val = (Node) { -0x3f3f3f3f, 0 };
	if (p.size() && p.front() > val) id = 1, val = p.front();
	if (q.size() && q.front() > val) id = 2, val = q.front();
	return id;
}

int GetMin() {
	int id = 0; Node val = (Node) { 0x3f3f3f3f, n + 1 };
	if (p.size() && p.back() < val) id = 1, val = p.back();
	if (q.size() && q.back() < val) id = 2, val = q.back();
	return id;
}

void work() {
	while (p.size()) p.pop_back();
	while (q.size()) q.pop_back();

	for (int i = n; i >= 1; i --)
		p.push_back(a[i]);

	int now = 1;

	for (; now < n; now ++) {
		if (now == n - 1) break;

		int Max = GetMax(), Min = GetMin();
		Node X, Y;

		if (Max == 1) X = p.front();
		if (Max == 2) X = q.front();

		if (Min == 1) Y = p.back();
		if (Min == 2) Y = q.back();

		Node G;
		G.val = X.val - Y.val;
		G.id = X.id;

		if (X == Y) {
			if (Max == 1) p.pop_front();
			if (Max == 2) q.pop_front();
		} else {
			if (Max == 1) p.pop_front();
			if (Max == 2) q.pop_front();

			if (Min == 1) p.pop_back();
			if (Min == 2) q.pop_back();
		}

		int id = GetMin();
		Node cur;

		if (id == 1) cur = p.back();
		if (id == 2) cur = q.back();

		if (G < cur) {
			if (X == Y) {
				if (Max == 1) p.push_front(X);
				if (Max == 2) q.push_front(X);
			} else {
				if (Max == 1) p.push_front(X);
				if (Max == 2) q.push_front(X);

				if (Min == 1) p.push_back(Y);
				if (Min == 2) q.push_back(Y);
			}
			break;
		} else {
			q.push_back(G);
		}
	}

	if (now == n - 1) {
		puts("1");
		return;
	}

	int ans = n - now + 1;
	int round = 0;

	for (; now < n; now ++) {
		round ++;

		if (now == n - 1) {
			round ++;
			break;
		}

		int Max = GetMax(), Min = GetMin();
		Node X, Y;

		if (Max == 1) X = p.front();
		if (Max == 2) X = q.front();

		if (Min == 1) Y = p.back();
		if (Min == 2) Y = q.back();

		Node G;
		G.val = X.val - Y.val;
		G.id = X.id;

		if (X == Y) {
			if (Max == 1) p.pop_front();
			if (Max == 2) q.pop_front();
		} else {
			if (Max == 1) p.pop_front();
			if (Max == 2) q.pop_front();

			if (Min == 1) p.pop_back();
			if (Min == 2) q.pop_back();
		}

		int id = GetMin();
		Node cur;

		if (id == 1) cur = p.back();
		if (id == 2) cur = q.back();

		if (G < cur) {
			q.push_back(G);
		} else {
			round --;
			break;
		}
	}

	if (round % 2 == 0) ans --;

	printf("%d\n", ans);
}

int main() {
	T = read();

	for (int i = 1; i <= T; i ++) {
		makedata(i);
		work();
	}

	return 0;
}

posted @ 2020-11-15 15:44 Calculatelove 阅读(1236) 评论(0) 编辑收藏举报

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引理 1

证明

引理 2

证明

算法二

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