CSP模拟26
可做场，拜谢fengwu老师。
A. Reversi (AGC031B)
一眼切了
设 $ dp_i $ 表示考虑到第 $ i$ 个石头的总方案数。
可由两种情况转移，不选择染色和选择染色，不染色直接由 $ dp_{i-1} $ 转移过来 ，染色由上一个和当前颜色相同的的石头转移过来，相当于把两个石子之间的染色。因为一个石子被染色后就不可以在给别的石子染色。
设 $ h_i $表示和当前石子颜色相同的最近的石子的位置。
则：
复杂度为 $ O(n) $
点击查看代码
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <vector>
#define int long long
const int MAXN=5e6+10;
const int mod=1e9+7;
using namespace std;
inline int read() {
int f=1,x=0;
char ch=getchar();
while(ch>'9' || ch<'0') {
if(ch=='-') {
f=-1;
}
ch=getchar();
}
while(ch>='0' && ch<='9') {
x=(x<<3)+(x<<1)+ch-'0';
ch=getchar();
}
return f*x;
}
int n;
int a[MAXN];
int cnt[MAXN], beh[MAXN];
int dp[MAXN];
signed main() {
n=read();
for(int i=1;i<=n;i++) {
a[i]=read();
beh[i]=cnt[a[i]];
cnt[a[i]]=i;
}
dp[0]=0, dp[1]=1;
for(int i=2;i<=n;i++) {
dp[i]=dp[i-1]%mod;
if(beh[i]+1==i) continue;
dp[i]=(dp[i]+dp[beh[i]])%mod;
}
printf("%lld",dp[n]%mod);
return 0;
}
B. Non-Decreasing Dilemma（CF1567E）
比较普通的线段树维护，考虑维护区间左右两端の最长上升字串，对于完整地上升字串 ，设长度为 $ len$ 则对答案地贡献为 $ len(len-1)/2 $ ,合并时判断即可。
复杂度：修改为 $ O( \log n) $ ,查询为 $ O(\log n) $ ，总复杂度为 $ O(q\log n)$
点击查看代码
#include <iostream>
#include <cstdio>
#define int long long
const int MAXN=2e5+10;
using namespace std;
inline int read() {
int f=1,x=0;
char ch=getchar();
while(ch>'9' || ch<'0') {
if(ch=='-') {
f=-1;
}
ch=getchar();
}
while(ch>='0' && ch<='9') {
x=(x<<3)+(x<<1)+ch-'0';
ch=getchar();
}
return f*x;
}
int n,q;
int a[MAXN];
struct Tree {
int l,r;
int vl,vr;
int ll,lr;
int sum,len;
}t[MAXN<<2];
void push_up(int k) {
t[k].len=t[k<<1].len+t[k<<1|1].len;
t[k].sum=t[k<<1].sum+t[k<<1|1].sum;
t[k].vl=t[k<<1].vl ,t[k].vr=t[k<<1|1].vr;
t[k].ll=t[k<<1].ll , t[k].lr=t[k<<1|1].lr;
if(t[k<<1].vr<=t[k<<1|1].vl) {
int len=t[k<<1].lr+t[k<<1|1].ll;
if(t[k<<1].lr!=t[k<<1].len && t[k<<1|1].ll!=t[k<<1|1].len) {
t[k].sum+=(len*(len-1)/2);
}
if(t[k<<1].ll==t[k<<1].len) {
t[k].ll=len;
}
if(t[k<<1|1].lr==t[k<<1|1].len) {
t[k].lr=len;
}
}
else {
if(t[k<<1].lr!=t[k<<1].len) {
int len=t[k<<1].lr;
t[k].sum+=(len*(len-1)/2);
}
if(t[k<<1|1].ll!=t[k<<1|1].len) {
int len=t[k<<1|1].ll;
t[k].sum+=(len*(len-1)/2);
}
}
}
void build(int k,int l,int r) {
t[k].l=l ,t[k].r=r;
if(l==r) {
t[k].len=1;
t[k].sum=0;
t[k].vl=t[k].vr=a[l];
t[k].ll=t[k].lr=1;
return;
}
int mid=(l+r)>>1;
build(k<<1,l,mid);
build(k<<1|1,mid+1,r);
push_up(k);
}
void change(int k,int l,int r,int pos,int val) {
if(l==r) {
t[k].vl=t[k].vr=val;
return;
}
int mid=(l+r)>>1;
if(pos<=mid) change(k<<1,l,mid,pos,val);
else change(k<<1|1,mid+1,r,pos,val);
push_up(k);
}
Tree query(int k,int l,int r,int L,int R) {
if(L==l && r==R) {
return t[k];
}
int mid=(l+r)>>1;
if(mid<L) {
return query(k<<1|1,mid+1,r,L,R);
}
else if(mid>=R) {
return query(k<<1,l,mid,L,R);
}
else {
Tree x,y,res;
x=query(k<<1,l,mid,L,mid);
y=query(k<<1|1,mid+1,r,mid+1,R);
res.len=x.len+y.len;
res.sum=x.sum+y.sum;
res.vl=x.vl ,res.vr=y.vr;
res.ll=x.ll ,res.lr=y.lr;
if(x.vr<=y.vl) {
int len=x.lr+y.ll;
if(x.lr!=x.len && y.ll!=y.len) {
res.sum+=(len*(len-1)/2);
}
if(x.ll==x.len) {
res.ll=len;
}
if(y.lr==y.len) {
res.lr=len;
}
}
else {
if(x.lr!=x.len) {
int len=x.lr;
res.sum+=(len*(len-1)/2);
}
if(y.ll!=y.len) {
int len=y.ll;
res.sum+=(len*(len-1)/2);
}
}
return res;
}
}
void solve1() {
for(int g=1;g<=q;g++) {
int op=read();
if(op==1) {
int x=read() ,y=read();
a[x]=y;
}
if(op==2) {
int l=read(),r=read(),ans=0;
int sum=1;
for(int i=l+1;i<=r;i++) {
if(a[i-1]<=a[i]) {
sum++;
}
else {
ans+=((sum-1)*sum)/2;
sum=1;
}
}
ans+=(sum*(sum-1)/2);
printf("%lld\n",ans+(r-l+1));
}
}
}
signed main() {
n=read() ,q=read();
for(int i=1;i<=n;i++) {
a[i]=read();
}
build(1,1,n);
for(int i=1;i<=q;i++) {
int op=read();
if(op==1) {
int x=read() ,y=read();
a[x]=y;
change(1,1,n,x,y);
}
if(op==2) {
int x=read() ,y=read();
Tree res=query(1,1,n,x,y);
int l=res.ll ,r=res.lr ,ans;
if(res.sum==0 && l==res.len && r==res.len) ans=(l*(l-1)/2);
else ans=res.sum+(l*(l-1)/2)+(r*(r-1))/2;
printf("%lld\n",ans+(y-x+1));
}
}
return 0;
}
C. Synchronized Subsequence（AGC026E）
考试时没有一点思路，就跳了，赛后打暴力，发现暴力被卡了，寄。
首先我们发现一个 \(a\) 和 \(b\) 个数相同的字串可以单独考虑，和其他的字串不造成影响，我们设 \(a\) 为 \(-1\) ,\(b\) 为 \(+1\) ,也就是前缀和为零的一段字串可以单独考虑；
我们设 \(a_i\) 表示第 \(i\) 个 \(a\) 出现的位置， \(b_i\) 定义类似。
发现这种字串可分为两种, 字串内的字符，全部要么 \(a_i > b_i\) ,要么 $ a_i < b_i $ ,我们分情况考虑。
1.\(a_i>b_i\)
删完后的串第一个字符一定是 \(a\) ,而且删完后的串一定形如 \(ababab....ababab\) ,如果有两个或者多个 \(a\) 连在一起，那么一定可以通过删点，变成 \(ab\) 的形式。 \(O(n)\)枚举就可以了；
2.\(a_i<b_i\)
删完后的串的第一个字符一定是 \(b\),且前几个字符一定是 \(b\)。
我们想让更多的 \(b\) 尽量靠前，利用之前的前缀和，找到前缀和的最大值，设为 \(maxn\), 并且最后删完的串的前缀一定有 \(maxn\) 个 \(b\) ,一个序列里可能有多个字符的前缀和为 \(maxn\) ，我们找其中后缀最大的就可以了。 \(O(n^2)\) 暴力就可以。
处理完所有子串后，考虑拼接，发现有一些字串最后没有被采用，例如 \(abab\) 和 \(bbbbaaaa\) ，如果直接拼接为 \(ababbbbbaaaa\) ,显然直接选 \(bbbbaaaa\) 更大。
可以维护一个类似于单调栈的东西，设当前串为 \(s\) ,如果 $sta_{top}+h < h $,就 \(pop\) 掉。
最后的复杂度为 \(O(n^2)\)
点击查看代码
#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
const int MAXN=6010;
using namespace std;
inline int read() {
int f=1,x=0;
char ch=getchar();
while(ch>'9' || ch<'0') {
if(ch=='-') {
f=-1;
}
ch=getchar();
}
while(ch>='0' && ch<='9') {
x=(x<<3)+(x<<1)+ch-'0';
ch=getchar();
}
return f*x;
}
int n,tot,cnt;
int sum[MAXN],p[MAXN];
int a[MAXN],b[MAXN],mp1[MAXN],mp2[MAXN];
char s[MAXN];
string ok[MAXN],sta[MAXN];
bool vis[MAXN];
void work(string ss) {
int len=ss.size();
ss=" "+ss;
int sum1=0,sum2=0;
for(int i=1;i<=len;i++) {
if(ss[i]=='a') {
a[++sum1]=i;
mp1[i]=sum1;
}
else {
b[++sum2]=i;
mp2[i]=sum2;
}
vis[i]=0;
}
if(ss[1]=='a') {
int tmp=0;
for(int i=1;i<=len;i++) {
if(vis[i]) continue;
if(ss[i]=='a') {
tmp++;
}
if(ss[i]=='b') {
tmp=0;
}
if(tmp==2) {
vis[a[mp1[i]]]=1;
vis[b[mp1[i]]]=1;
tmp--;
}
}
string res;
for(int i=1;i<=len;i++) {
if(vis[i]) continue;
res+=ss[i];
}
ok[++cnt]=res;
}
else {
int maxn=0;
for(int i=1;i<=len;i++) {
if(ss[i]=='a') {
sum[i]=sum[i-1]-1;
}
else {
sum[i]=sum[i-1]+1;
}
maxn=max(sum[i],maxn);
}
string hz,hzm;
int q;
for(int i=len;i>=1;i--) {
if(sum[i]==maxn) {
if(hzm<hz) {
hzm=hz;
q=i;
}
}
hz=ss[i]+hz;
}
for(int i=1;i<=q;i++) {
if(ss[i]=='a') {
vis[a[mp1[i]]]=1;
vis[b[mp1[i]]]=1;
}
}
string res;
for(int i=1;i<=len;i++) {
if(vis[i]) continue;
res+=ss[i];
}
ok[++cnt]=res;
}
}
int main() {
n=read();
scanf("%s",s+1);
for(int i=1;i<=strlen(s+1);i++) {
if(s[i]=='a') {
sum[i]=sum[i-1]-1;
}
else {
sum[i]=sum[i-1]+1;
}
if(sum[i]==0) {
p[++tot]=i;
}
}
for(int i=1;i<=tot;i++) {
string ss;
for(int j=p[i-1]+1;j<=p[i];j++) {
ss=ss+s[j];
}
work(ss);
}
int top=0;
for(int i=1;i<=cnt;i++) {
string h=ok[i];
while(top && h>sta[top]+h) {
top--;
}
sta[++top]=h;
}
for(int i=1;i<=top;i++) {
cout<<sta[i];
}
return 0;
}
D. Star MST（CF1657E）
神奇的图论计数，之前没有做过。第一次看题时，给我直接看蒙了，但现在回过头再看，其实也就那样。
首先看明白题， ，考虑一个菊花图，这个菊花图的边权和即为所有与 1 号点相连的边的边权和，他与最小生成树的边权和相等，
说明这个菊花图就是其中一棵最小生成树。
设 $w_{x,y} $ 为边 $ u->v$ 的边权 ，\(w_x\) 表示 \(x\) 与 \(1\) 的边权。
设两个节点 \(u\) 和 \(v\)，我们发现，如果想要那个菊花图为一棵最小生成树，必须满足 \(w_{u,v} \geqslant \max(w_u,w_v)\) ,我们发现，对于一条边的边权，只受这么一个限制。外加一个 \(k\) 的限制。
所以我们可以根据这个来设置状态转移方程。
设 \(dp_{i,j}\) 表示，已经考虑了 \(i\) 个节点 ，这 \(i\) 个节点与 \(1\) 的连边边权最大为 \(j\) ,主要这 \(i\) 个点是随机的，而且这个 \(j\) 只是设置了一个上界，也就是说不一定真的有边权为 \(j\)。
考虑转移，设 \(L\) 表示有 \(L\) 个点与 \(1\) 的连边的边权为 \(j\) ,枚举 \(L\) , 所以 \(dp_{i,j}\) 由 \(dp_{i-L,j-1}\) 转移过来，首先选定这 \(L\) 个点 ，为 \(\dbinom{n-(i-L)}{L}\) ,再考虑连边，这些边共有 \((k-j+1)\) 种选择，考虑边的数量，首先是 \(L\) 个点互相连边，为 \(\frac{n(n-1)}{2}\) 条， 再考虑把这 \(L\) 个点和 剩下的 \((n-L-1)\) 个点连边，有 \((L*(n-L-1))\) 条，总贡献为 \((k-j+1)^{ \frac{n(n-1)}{2} +L*(n-L-1)}\).
所以状态转移方程为：$dp_{i,j}=\sum_{L=1}^{i-1} \tbinom{n-i+L}{L} (k-j+1)^{ \frac{n(n-1)}{2} +L*(n-L-1)} $
复杂度为 \(O(n^3)\)
点击查看代码
#include <iostream>
#include <cstdio>
#define int long long
const int mod=998244353;
const int MAXN=260;
using namespace std;
inline int read() {
int f=1,x=0;
char ch=getchar();
while(ch>'9' || ch<'0') {
if(ch=='-') {
f=-1;
}
ch=getchar();
}
while(ch>='0' && ch<='9') {
x=(x<<3)+(x<<1)+ch-'0';
ch=getchar();
}
return f*x;
}
int n,k;
int C[MAXN][MAXN];
int dp[MAXN][MAXN];
void init() {
C[0][0]=1;
for(int i=1;i<=n;i++) {
C[i][0]=1;
for(int j=1;j<=i;j++) {
C[i][j]=(C[i-1][j]+C[i-1][j-1])%mod;
}
}
}
int fpow(int x,int k) {
int res=1;
while(k) {
if(k&1) res=res*x%mod;
x=x*x%mod;
k>>=1;
}
return res%mod;
}
signed main() {
n=read() ,k=read();
init();
dp[1][0]=1;
for(int i=1;i<=n;i++) {
for(int j=1;j<=k;j++) {
for(int l=0;l<i;l++) {
dp[i][j]=(dp[i][j]+dp[i-l][j-1]%mod*C[n-i+l][l]%mod*
fpow((k-j+1)%mod,l*(l-1)/2+l*(i-l-1))%mod)%mod;
}
}
}
printf("%lld",dp[n][k]%mod);
return 0;
}
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