AtCoder Grand Contest 045 部分题目简要题解
从这里开始
因为巨大多无可奉告的原因，所以咕得非常厉害。有空再补 EF 好了。
F 补上了，E 在路上了。神仙 jerome_wei 给我说 F 比 B 简单，被打爆哩。
Problem A Xor Battle
考虑如果 1 能选的某个数 $a$ 后面 0 能选的数都能表示出它，显然是 0 必胜。
否则考虑考虑到这一位的异或和为 $s$，如果 0 能获胜，那么说明 $s XOR a$ 以及 $s$ 都能被后面的数线性表示出来，这推出 $a$ 能被线性表示出来，这显然和条件矛盾。因此此时 1 必胜。
感觉做复杂了，去看瞄了一眼题解，直接 dp 用线性基维护一下 dp 值为真的位置就行了。不会 dp 石锤了。
Code
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ll long long
const int bzmax = 60;
typedef class LinearBasis {
public:
ll a[bzmax];
void insert(ll x) {
for (int i = bzmax; i-- && x; ) {
if ((x >> i) & 1) {
x ^= a[i];
}
if ((x >> i) & 1) {
a[i] = x;
break;
}
}
}
bool query(ll x) {
for (int i = bzmax; i-- && x; ) {
if ((x >> i) & 1) {
x ^= a[i];
}
}
return !x;
}
void reset() {
memset(a, 0, sizeof(a));
}
} LinearBasis;
const int N = 205;
int T, n;
ll a[N];
char s[N];
LinearBasis lb;
void solve() {
lb.reset();
scanf("%d", &n);
for (int i = 1; i <= n; i++) {
scanf("%lld", a + i);
}
scanf("%s", s + 1);
for (int i = n; i; i--) {
if (s[i] == '1') {
if (!lb.query(a[i])) {
puts("1");
return;
}
} else {
lb.insert(a[i]);
}
}
puts("0");
}
int main() {
scanf("%d", &T);
while (T--) {
solve();
}
return 0;
}
Problem B 01 Unbalanced
当没有通配符的时候，把 0 替换为 -1，考虑前缀和，显然答案是最大前缀和和最小前缀和的差。
考虑先把通配符全部填成 1。从右到左依次考虑每个通配符填成的 1，如果把它换成 -1 能够使得最大的和减少 2，那么就换。假如不操作这一步，那么把之后操作的一步放到这里来显然不会更劣。
这样有点小问题，因为可以使得最大的和减少 1。首先可以发现这样的次数至多 1 次，因为操作了两次就把前一次删掉，显然不会更劣。容易发现操作的这一次位置应该尽量靠右。
Code
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N = 1e6 + 5;
int n;
char s[N];
int sum[N], pmx[N], pmi[N];
int main() {
scanf("%s", s + 1);
n = strlen(s + 1);
sum[0] = 0;
pmx[0] = 0;
pmi[0] = 0;
for (int i = 1; i <= n; i++) {
sum[i] = sum[i - 1] + 1 - 2 * (s[i] == '0');
pmx[i] = max(pmx[i - 1], sum[i]);
pmi[i] = min(pmi[i - 1], sum[i]);
}
int suf_mi = sum[n], suf_mx = sum[n];
int ans = pmx[n] - pmi[n];
for (int i = n; i; i--) {
suf_mi = min(suf_mi, sum[i]);
suf_mx = max(suf_mx, sum[i]);
if (s[i] == '?') {
if (pmx[i - 1] + 1 < suf_mx) {
suf_mx -= 2;
suf_mi -= 2;
ans = min(ans, max(pmx[i - 1], suf_mx) - min(pmi[i - 1], suf_mi));
}
}
}
suf_mi = sum[n], suf_mx = sum[n];
bool found = false;
for (int i = n; i; i--) {
suf_mi = min(suf_mi, sum[i]);
suf_mx = max(suf_mx, sum[i]);
if (s[i] == '?') {
if (pmx[i - 1] + 1 == suf_mx) {
ans = min(ans, max(pmx[i - 1], suf_mx - 2) - min(pmi[i - 1], suf_mi - 2));
if (!found) {
suf_mi -= 2;
suf_mx -= 2;
found = true;
}
} else if (pmx[i - 1] + 1 < suf_mx) {
suf_mx -= 2;
suf_mi -= 2;
ans = min(ans, max(pmx[i - 1], suf_mx) - min(pmi[i - 1], suf_mi));
}
}
}
printf("%d\n", ans);
return 0;
}
Problem C Range Set
不妨设 $A > B$，显然对于每种局面存在一种方案使得至少使用一次 $A$ 操作。
如果能够进行一次 $A$ 操作，从左到右填出最后一次左边的颜色，再从右到左填出右边的颜色即可。
然后考虑计算一次 $A$ 操作都进行不了的方案数，这个等价于计算任意两个相邻的 1 的长度小于 $B$ 的连续段之间的长度小于 $A$。
这个简单 dp 一下就好了。
Code
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ll long long
void exgcd(int a, int b, int& x, int& y) {
if (!b) {
x = 1, y = 0;
} else {
exgcd(b, a % b, y, x);
y -= (a / b) * x;
}
}
int inv(int a, int n) {
int x, y;
exgcd(a, n, x, y);
return (x < 0) ? (x + n) : (x);
}
const int Mod = 1e9 + 7;
template <const int Mod = :: Mod>
class Z {
public:
int v;
Z() : v(0) { }
Z(int x) : v(x){ }
Z(ll x) : v(x % Mod) { }
friend Z operator + (const Z& a, const Z& b) {
int x;
return Z(((x = a.v + b.v) >= Mod) ? (x - Mod) : (x));
}
friend Z operator - (const Z& a, const Z& b) {
int x;
return Z(((x = a.v - b.v) < 0) ? (x + Mod) : (x));
}
friend Z operator * (const Z& a, const Z& b) {
return Z(a.v * 1ll * b.v);
}
friend Z operator ~(const Z& a) {
return inv(a.v, Mod);
}
friend Z operator - (const Z& a) {
return Z(0) - a;
}
Z& operator += (Z b) {
return *this = *this + b;
}
Z& operator -= (Z b) {
return *this = *this - b;
}
Z& operator *= (Z b) {
return *this = *this * b;
}
};
Z<> qpow(Z<> a, int p) {
Z<> rt = Z<>(1), pa = a;
for ( ; p; p >>= 1, pa = pa * pa) {
if (p & 1) {
rt = rt * pa;
}
}
return rt;
}
typedef Z<> Zi;
const int N = 5005;
int n, A, B;
Zi f[N], g[N][2];
int main() {
scanf("%d%d%d", &n, &A, &B);
if (A > B) {
swap(A, B);
}
f[0] = 1;
for (int i = 1; i <= B; i++) {
f[i] = f[i - 1];
for (int j = A; j <= i; j++) {
if (j == i) {
f[i] += 1;
} else {
f[i] += f[i - j - 1];
}
}
}
g[0][0] = 1;
for (int i = 1; i < B; i++) {
g[i][0] = f[i - 1];
}
for (int i = 1; i <= n; i++) {
for (int j = 1; j < B && j <= i; j++) {
g[i][0] += g[i - j][1] * ((j == 1) ? 1 : f[j - 2]);
}
for (int j = 1; j < A && j <= i; j++) {
g[i][1] += g[i - j][0];
}
}
Zi ans = g[n][1];
for (int i = 1; i < B; i++) {
ans += g[n - i][1] * f[i - 1];
}
ans = qpow(2, n) - ans;
printf("%d\n", ans.v);
return 0;
}
Problem D Lamps and Buttons
排序排列对应的若干个环。显然每个灯属于的环必选包含前 $A$ 个中的某一个。
考虑最优策略显然是：当还未全点亮时，选择一个点亮的灯，操作它， 如果它熄灭了就失败，否则显然可以点亮它所在的环。
所以问题等价于计算满足满足下列条件的环排列划分的方案数：
- 每个环都包含至少一个点亮的灯
- 第一个自环后面的环只包含前 $A$ 个灯中的灯。
考虑枚举第一个自环的位置，然后对前面每个环的大小都大于 1 进行容斥。
首先计算出 $f_{i, j}$ 表示考虑前 $i$ 个灯，有 $j$ 个被硬点是自环的方案数。
然后考虑怎么计算答案。注意到计算答案之和 $j$ 有关，设 $t_i$ 表示当有 $j$ 个灯被硬点为自环时，将剩下的灯加入环排列的方案数。
那么考虑 $f_{i - 1, j}$ 贡献到答案的系数。枚举后面 $A - i$ 个灯有多少个插入前 $i$ 个的环排列中，那么有：
$$
\sum_{k=0}^{A-i}(i - j - 1)^{\overline{k}} \binom{A-i}{k} (A - i - k)! t_{j + 1 + m - i}
$$
将组合数拆成阶乘表示的形式，然后提出 $(A - i)!$，然后设 $d = i - j, l = m - i$，很容易在 $O(n^2)$ 的时间内预处理系数。
Code
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ll long long
void exgcd(int a, int b, int& x, int& y) {
if (!b) {
x = 1, y = 0;
} else {
exgcd(b, a % b, y, x);
y -= (a / b) * x;
}
}
int inv(int a, int n) {
int x, y;
exgcd(a, n, x, y);
return (x < 0) ? (x + n) : (x);
}
const int Mod = 1e9 + 7;
template <const int Mod = :: Mod>
class Z {
public:
int v;
Z() : v(0) { }
Z(int x) : v(x){ }
Z(ll x) : v(x % Mod) { }
friend Z operator + (const Z& a, const Z& b) {
int x;
return Z(((x = a.v + b.v) >= Mod) ? (x - Mod) : (x));
}
friend Z operator - (const Z& a, const Z& b) {
int x;
return Z(((x = a.v - b.v) < 0) ? (x + Mod) : (x));
}
friend Z operator * (const Z& a, const Z& b) {
return Z(a.v * 1ll * b.v);
}
friend Z operator ~(const Z& a) {
return inv(a.v, Mod);
}
friend Z operator - (const Z& a) {
return Z(0) - a;
}
Z& operator += (Z b) {
return *this = *this + b;
}
Z& operator -= (Z b) {
return *this = *this - b;
}
Z& operator *= (Z b) {
return *this = *this * b;
}
};
Z<> qpow(Z<> a, int p) {
Z<> rt = Z<>(1), pa = a;
for ( ; p; p >>= 1, pa = pa * pa) {
if (p & 1) {
rt = rt * pa;
}
}
return rt;
}
typedef Z<> Zi;
const int N = 1e7 + 5, M = 5005;
vector<Zi> fac, _fac;
Zi comb[M][M];
void init_fac(int n) {
fac.resize(n + 1);
_fac.resize(n + 1);
fac[0] = 1;
for (int i = 1; i <= n; i++) {
fac[i] = fac[i - 1] * i;
}
_fac[n] = ~fac[n];
for (int i = n; i; i--) {
_fac[i - 1] = _fac[i] * i;
}
}
void init(int n) {
comb[0][0] = 1;
for (int i = 1; i <= n; i++) {
comb[i][0] = 1;
for (int j = 1; j <= i; j++) {
comb[i][j] = comb[i - 1][j - 1] + comb[i - 1][j];
}
}
}
int n, m;
Zi f[M][M], g[M][M], t[M];
int main() {
scanf("%d%d", &n, &m);
init_fac(n);
init(m);
for (int i = 0; i < m; i++) {
t[i] = fac[n - 1 - i] * _fac[m - 1 - i];
}
for (int d = 1; d <= m; d++) {
g[d][0] = t[m - d + 1];
if (d == 1) {
for (int j = 1; d + j <= m; j++) {
g[d][j] = g[d][j - 1];
}
} else {
for (int j = 1; d + j <= m; j++) {
g[d][j] = g[d][j - 1] + fac[d + j - 2] * _fac[d - 2] * _fac[j] * t[m - d + 1 - j];
}
}
for (int j = 1; d + j <= m; j++) {
g[d][j] *= fac[j];
}
}
f[0][0] = 1;
Zi ans = 0;
for (int i = 1; i <= m; i++) {
f[i][0] = f[i - 1][0] * i;
for (int j = 1; j <= i; j++) {
f[i][j] = f[i - 1][j] * (i - j) - f[i - 1][j - 1];
}
for (int j = 0; j < i; j++) {
ans += f[i - 1][j] * g[i - j][m - i];
}
}
for (int i = 0; i < m; i++) {
ans += f[m][i] * t[i];
}
printf("%d\n", ans.v);
return 0;
}
Problem E Fragile Balls
挖坑待填，明天再说.jpeg
Problem F Division into Multiples
不难做一些处理让 $A, B, C$ 两两互质。
考虑合法的点集 $S = \{(x, y) : C | ax + by, x + y > 0, x \geqslant 0, y \geqslant 0\}$ 。显然只用考虑 $S$ 中满足左下角不存在其他点的点。
先考虑对于 $x = i$，$y$ 的最小可能的解 $f_i$。显然这个是 $yB \equiv -iA \pmod{C}$ 的解。容易发现 $i$ 和 $i + 1$ 最小的解之差在模 $C$ 意义下是一个定值，即 $-i AB^{-1}$ 在模 $C$ 意义下的值 $d$。
考虑有一个点，初始在 $(0, 0)$，每次横纵坐标分别 +1，然后纵坐标对 $d$ 取模，横坐标对 $C$ 取模，显然 $f_i$ 前缀最小值与这里时刻 $i$ 停留在 $x$ 轴上纵坐标的前缀最大值一一对应。这个过程可以用类欧几里得来模拟。
显然，前缀最小值可以在一个有 $O(\log V)$ 段的下凸壳上。
考虑怎么求答案。
先二分答案 $mid$。
注意到凸壳上相邻两点 $(x_i, y_i), (x_{i + 1}, y_{i + 1})$ 的横坐标之差 $x_{i + 1} - x_i$ 单调不下降，纵坐标之差 $y_{i + 1} - y_i$ 单调不上升。
考虑假设第 $i$ 次选择的是凸包上第 $c_i$ 个点。如果 $c$ 的极差超过 1，否则把最大的$c$ 减少，最小的 $c$ 增加，由上面的性质可知这样 $x$ 仍然不超过给定 $x_0$，但 $y$ 会减小。
因为 $c$ 的极差不超 1 ，每次选最小的可以增加的 $c$，把它增加就好了。
Code
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ll long long
ll gcd(ll a, ll b) {
return b ? gcd(b, a % b) : a;
}
void exgcd(ll a, ll b, ll& x, ll& y) {
if (!b) {
x = 1, y = 0;
} else {
exgcd(b, a % b, y, x);
y -= (a / b) * x;
}
}
ll inv(ll a, ll Mod) {
ll x, y;
exgcd(a, Mod, x, y);
return x < 0 ? x + Mod : x;
}
typedef class vec {
public:
ll dx, dy;
int c;
vec(ll dx, ll dy, int c) : dx(dx), dy(dy), c(c) { }
} vec;
int T;
ll A, X, B, Y, C;
vector<vec> conv;
void solve() {
scanf("%lld%lld%lld%lld%lld", &A, &X, &B, &Y, &C);
ll g = gcd(A, B), ga, gb;
A /= g, B /= g, C /= gcd(g, C);
ga = gcd(A, C);
A /= ga, Y /= ga, C /= ga;
gb = gcd(B, C);
B /= gb, X /= gb, C /= gb;
if (C == 1) {
printf("%lld\n", X + Y);
return;
}
conv.clear();
ll W = C, H = A * inv(B, C) % C, x0 = 0, ia = inv(A, C), p = 0, np;
while (W && H) {
if (W >= H) {
ll t = W / H;
W -= t * H;
x0 += t * H;
np = x0 * B % C * ia % C;
np += !np * C;
conv.emplace_back((np - p) / t, H, t);
p = np;
} else {
if (!(H % W)) {
conv.emplace_back(C - p, W, 1);
break;
} else {
H %= W;
}
}
}
ll l = Y / C + 1, r = X + Y, mid;
while (l <= r) {
mid = (l + r) >> 1;
ll ca = 0, cb = mid * C;
for (auto v : conv) {
ll ub = min((cb - Y - 1) / v.dy + 1, 1ll * v.c * mid);
ub = min(ub, 1000000001ll);
ca += v.dx * ub;
cb -= v.dy * ub;
if (ca > X || cb <= Y) {
break;
}
}
if (ca <= X && cb <= Y) {
l = mid + 1;
} else {
r = mid - 1;
}
}
printf("%d\n", l - 1);
}
int main() {
scanf("%d", &T);
while (T--) {
solve();
}
return 0;
}
浙公网安备 33010602011771号