雅礼学习10.4
上午考试
各题状况
T1
莫名其妙20分了。
考场上一眼秒掉了这个题目:这不就是个并查集捆绑+快速幂么
然后开开心心这个点如果有这个质因子的话\(fa\)就指向这个质因子,而每个数字有多个质因子。。。
多个质因子在相互指\(fa\)的时候指乱套了。。。。
对拍的时候看出来的,然后用\(1\)个多小时来调这份代码,最后自己都不知道这东西在干嘛了,就凉了。
T2
写了个暴力枚举,期望\(20\)实际\(20\)
T3
看到成绩之后:这题怎么会爆\(long long\)的???
然后讲题的时候。。。出题人说第二个部分分里面\(a_i\)的取值范围给错了,少了三个零。。。
凉凉,\(30\)挂没了
题目及考场代码
T1
#include#include inline int read(){ int n=0,w=1;register char c=getchar(); while(c<'0' || c>'9'){if(c=='-')w=-1;c=getchar();} while(c>='0' && c<='9')n=n*10+c-'0',c=getchar(); return n*w;}const int N=1e5+1,mod=1e9+7;int n,tot,a[N],prime[N],head[N*10];bool notprime[N],vis[N];struct Edge{ int v,nxt;}edge[N<<1];inline void add(int u,int v){edge[++tot]=(Edge){v,head[u]};head[u]=tot;}inline void Get_prime(){ for(int i=2;i >=1,x=x*x%mod) if(b&1) res=res*x%mod; return res;}int main(){ freopen("x.in","r",stdin); freopen("x.out","w",stdout); int t=read(); Get_prime(); tot=0; while(t--) { memset(vis,false,sizeof vis); memset(head,0,sizeof head); tot=0; n=read(); for(int i=1;i<=n;++i) { a[i]=read(); work(i); } tot=0; for(int i=1;i<=n;++i) if(!vis[i]) { ++tot; dfs(i); } printf("%d\n",(ksm(2,tot)-2+mod)%mod); } fclose(stdin),fclose(stdout); return 0;}
T2
/* * 这啥题啊。。。 * ao原来d是长度啊。。。。 * * 那不是。。。暴力就很好写了 * string+map水一发 */#include#include #include
T3
/* * 我旁边的dalao用一小时切了这个题,然后到处说:哇T3好水我贪心能100啊 * 然后有人问他:你复杂度多少的 * 他:100啊 * 那人:???100是个什么复杂度啊,我问的是复杂度 * 他:aoao。。。我看看啊。。。 O(n*q)的 * 那人:。。。你再去看看数据范围 * 他:??? * * 笑死我了hhhhh * 写了个模拟 */#includeinline int read(){ int n=0,w=1;register char c=getchar(); while(c<'0'||c>'9'){if(c=='-')w=-1;c=getchar();} while(c>='0'&&c<='9')n=n*10+c-'0',c=getchar(); return n*w;}const int N=1e5+1;int n,q,x[N];int main(){ freopen("z.in","r",stdin); freopen("z.out","w",stdout); n=read(),q=read(); for(int i=1;i<=n;++i) x[i]=read(); int len,l,r,ans; while(q--) { len=read(); ans=l=0,r=len; for(int i=1;i<=n;++i) { if(x[i]>r) { ans+=x[i]-r; l+=x[i]-r; r=x[i]; } else if(x[i]
正解及代码
T1
对所有\(gcd\ne 1\)的两个数字连边,最后统计联通块数量(假设为\(cnt\)),那么答案为\(2^{cnt}-2\)
#includeusing namespace std;const int maxn=1e5+10,maxa=1e6+10,mod=1e9+7;int t,n,last[maxa],ans;bool vis[maxn];vector g[maxn];int pcnt,prime[maxa],minp[maxa];bool prm[maxa];inline void init(){ for(int i=2;i 1){ int fac=minp[x]; while(x%fac==0) x/=fac; if(last[fac]){ g[i].push_back(last[fac]); g[last[fac]].push_back(i); } last[fac]=i; } } ans=1; for(int i=1;i<=n;++i) if(!vis[i]) ans=ans*2%mod,dfs(i); printf("%d\n",(ans+mod-2)%mod); } return 0;}
T2
\(f[i][j][mask]\)表示从\(i\)出发,到\(j\)结束,是否存在一条表示为\(mask\)的路径
但是显然这个复杂度不够优
考虑meet in the middle ,对于每种可能的路径,枚举中间的位置进行判断
\(O(2^{\frac{d}{2}}\times n\times (n+m))+2^d\times n\)
可以用\(bitset\)进行优化,能让整体除以\(64\),由此可以解决\(N\)更大的问题
#includeusing namespace std;const int maxn=90+10,maxmask=1<<20/2+1;int n,m,d,d1,d2,ans;bitset g0[maxn],g1[maxn],dp[maxmask],f[maxmask];int main(){ freopen("y.in","r",stdin); freopen("y.out","w",stdout); scanf("%d%d%d",&n,&m,&d); for(int i=1,u,v,c;i<=m;++i){ scanf("%d%d%d",&u,&v,&c); if(c) g1[u][v]=g1[v][u]=true; else g0[u][v]=g0[v][u]=true; } d2=d/2;d1=d-d2; for(int u=n;u;--u){ for(int i=0;i
T3
如果存在一个\(x_i\)使得\(x_{i-1}=x_i\)或者\(x_{i-1}\lt x_i\lt x_{i+1}\),那么可以删掉它(当完成上一个\(x\)的时候同时完成了这个任务)
#includeusing namespace std;typedef long long ll;const int maxn=1e5+10;int n,m;ll tot,ans[maxn];vector x;vector > a;map mp;inline ll calc(ll k){ if(!mp.empty()&&mp.begin()->second<0) return tot-(mp.size()-1)*k; else return tot-mp.size()*k;}inline void solve(){ priority_queue ,vector >,greater > > q; int t=0; for(int i=0;i ::iterator p=mp.lower_bound(id); if(p==mp.end()||p->first!=id||abs(p->second)!=tmp) continue; while(t second)>a[t].first) ans[a[t].second]=calc(a[t].first),++t; if(p!=mp.begin()) if(p!=prev(mp.end())){ tmp=p->second,tot-=abs(p->second); tmp+=prev(p)->second,tot-=abs(prev(p)->second); tmp+=next(p)->second,tot-=abs(next(p)->second); mp.erase(prev(p)); mp.erase(next(p)); p->second=tmp,tot+=abs(tmp); q.push(make_pair(abs(tmp),id)); } else{ tot-=abs(p->second); mp.erase(p); } else if(p->second>0) if(p!=prev(mp.end())){ tmp=p->second,tot-=abs(p->second); tmp+=next(p)->second,tot-=abs(next(p)->second); mp.erase(next(p)); if(tmp){ p->second=tmp,tot+=abs(tmp); q.push(make_pair(abs(tmp),id)); } else mp.erase(p); } else{ tot-=abs(p->second); mp.erase(p); } } while(t 0&&p>last)) x.back()+=p-last; else x.push_back(p-last); last=p; } for(int i=0,l;i
下午讲课:图题
例一
一个\(n\)个点\(m\)条边的无向连通图从\(1\)号点开始\(bfs\),可能得到的\(bfs\)序有很多,取决于出边的访问顺序。现在给出一个\(1\)到\(n\)的排列,判断是否可能是一个\(bfs\)序
\(n,m\le 2\times 10^5\)
解:
先假设给出的这个\(bfs\)序列是合法的,令每个节点的权值为在给定序列中的位置
然后从\(1\)号点开始进行\(bfs\),出边的访问顺序按照权值从小到大访问
最后将这样跑\(bfs\)得到的\(bfs\)序跟给定的序列进行比较,如果完全一致,那么这个序列是合法的
例二
一个\(n\)个点\(m\)条边的无向连通图中每个点都有一个权值,现在要求给每条边定一个权值,满足每个点的权值等于所有相连的边权之和,权值可负。
解:
如果图是一棵树,那么方案就是唯一的,直接判就可以了。
否则随便搞一棵生成树,先不管其他边,跑一遍。 这时根节点可能还不满足条件。 这时考虑其他的边,一条非树边会形成一个环。 如果是一个偶环,那么无论这条非树边怎么变,都不会对根节点产生影响。 而如果是奇环,那么若给这条非树边增加或减少权值,根节点会发生2 的权值变 化。 那么就可以了。例三
给定一个\(n\)个点\(m\)条边的有向带权图,对于一条边权为\(w\)的边,经过时将获得\(w\)的收益,之后\(w=\lfloor \frac{w}{2}\rfloor\)
问从\(1\)号点出发最多能获得多少收益
解:
一个强连通分量内部所有的边肯定可以被走到底。
所以缩点后\(dp\)即可例四
有\(m\)个人,\(n\)张椅子,第\(i\)个人只能坐在第\(u_i\)或第\(v_i\)张椅子上。求有多少种方案满足没有人坐在同一张椅子上。
解:
把椅子当做点,人当做边,变成一个图。
每个连通块可以分开考虑。 假设某个连通块中有\(v\)个点,\(e\)条边,由于连通,有\(v−1\le e\),并且若\(e\gt v\)则无解,所以\(e\)只有\(v−1\)和\(v\)两种取值。 假如\(e=v−1\),那么该连通块有\(v\)种方案:考虑枚举每个点不放的情况,其他的点都可以唯一确定。 假如\(e=v\)且环长\(\gt 1\),那么该连通块有\(2\)种方案:考虑环上的一条边,这条边的放法确定后其他的都可以唯一确定。例五
给定一个\(v\)个点\(e\)条边的带权无向图,在图上有\(n\)个人,第\(i\)个人位于点\(x_i\),一个人通过一条边需要花费这条边的边权的时间。现在每个人可以自由地走。求最短多少时间后满足结束后有人的节点数\(\ge m\)
\(n,v\le 500\)
解:
先\(floyd\)预处理出两两之间的距离。
然后可以二分答案。二分答案之后,每个人向能走到的点连边。 可以发现合法的条件就是最大匹配数\(\ge m\)。 跑二分图匹配就可以了。