[GDKOI2021] 普及组 Day3 总结 && 题解
[ G D K O I 2021 ] 普 及 组 D a y 3 总 结
时间安排和昨天的GDKOI2021 Day2一样.
早上四个小时的快乐码题时间,然鹅我打了半小时的表
然后就是下午的题目讲解和凸包讲座.
题目讲解
T1
相似三角形的判定应该大家都知道,
一开始我还是用勾股来求的,结果打完后发现好像用欧氏距离简单的多…
关于我怎么用勾股来求边长的:
虚点是为了求边长而设定的辅助点,而实线是所求三角形的边.虚线是同辅助点建立的辅助边,由于是成
90
°
90°
90°的,所以可以用沟谷进行一个边的求长.因为知道了三角形三个点的位置,所以可以很容易地推导出符合这个要求的点,知道了辅助点和三角形的点的位置,又可以求出两条辅助边发的长度,然后就是勾股了.
T2
这题的思路很简单.由于成绩可能是任何实数,对于最优情况下就赋予99.99的成绩,比他高的(
r
−
1
r-1
r−1个)人就赋予
100分的成绩,比他低的就赋予0分的"好成绩".
对于最差的情况下,直接赋予最低的成绩,
0.如果没有人比他高,那么大家都是
0分,有比他高的都是100分,其他人都是 0分.
T3
出现了,Day 1讲过的数论
化简过程:
\begin{equation}
\sum_{k=1}^{n} \sum_{i \mid k} \sum_{j \mid i} \lambda(i) \lambda(j)=\sum_{k=1}^{n} \sum_{i \mid k} \lambda(i) \sum_{j \mid i} \lambda(j)
\end{equation}
我们设
\begin{equation}
\operatorname{sum}(x)=\sum_{i \mid x} \lambda(i)
\end{equation}
如果我们通过枚举
i
,相当于贡献就是
\begin{equation}
\lambda(i) * \operatorname{sum}(i)
\end{equation}
,显然在 1~n
内的每一个i的倍数都有一次贡献。这样可以拿到
60分的部分分。
如果仔细分析
\begin{equation}
\operatorname{sum}(x)
\end{equation}
的值可以发现,
如果
x
为完全平方数,
\begin{equation}
\operatorname{sum}(x)=1
\end{equation}
,否则
\begin{equation}
\operatorname{sum}(x)=0
\end{equation}
证明:分解
x的质因数,使
\begin{equation}
x=p_{1}^{a 1} * p_{1}^{a 1}
\end{equation}
。
显然每个指数
i从0到 a;取值的积就是
x
的每一个因数。
假设存在一个 α_k是奇数,那么这个质数的指数可以选择
0
到 a_k
,奇数个数刚好等于偶数个数,说明每一种选择都恰好有一种选择与它的指数和奇偶性想法,即\operatorname{sum}(x)=0
如果 a_i全为偶数,即为完全平方数,那么
\operatorname{sum}(x)=1。由前面的对称性可以知道,如果将某个质数的指数减小
2,sum值不变。所有完全平方数的sum值等于
\operatorname{sum}(x)=1。
然后继续化简公式
\sum_{k=1}^{n} \sum_{i \mid k} \lambda(i) * \operatorname{sum}(i)
因为只有i是完全平方数时,
\operatorname{sum}(i)=1,而此时
\lambda(i)=1。那么答案就是每个完全平方数
x在
1
到
n
内的倍数的和。
即
\begin{equation}
\sum_{i^{2}<n} \frac{n}{i^{2}}
\end{equation}
T4
这道题有个很有意思的地方,就是序列前
i
i
i个元素的和要大于后
n
−
i
+
1
n-i+1
n−i+1个.这里由于
i
i
i是最小等于
1
1
1的,所以容易得出该要求的简化证明:该序列的第一个元素大于等于该序列其他元素之和才为题目定义的"好数列"
但如果就是不断地生成一个符合题目基本要求的序列,再去验证该序列是否为"好序列",那么通常会超出时限.于是我们就想到一个简化的思想
分析:
首先我们发现,如果某个长度为
i
i
i的前缀与长度为
i
i
i的后缀有重叠部分,那
么这个限制等价于长度为
n
−
i
n-i
n−i的前缀。也就是说如果
n
n
n是偶数,那么只需要
考虑前
n
/
2
n/2
n/2位满足条件即可;如果
n
n
n是奇数,也只需考虑
n
/
2
n/2
n/2位即可,中间
那一位可以随便填。
考虑一个计数
D
P
DP
DP,以
f
[
i
]
[
j
]
f[i][j]
f[i][j]来表示对于前
i
i
i位的和比后
i
i
i位大
j
j
j的方案数.
那么可以得出:
f
[
i
]
[
j
]
=
∑
k
=
m
a
x
(
j
−
n
,
0
)
j
+
n
f
[
i
]
[
k
]
∗
(
n
+
1
−
∣
j
−
k
∣
)
f[i][j]=\sum_{k=max(j-n,0)}^{j+n}f[i][k]*(n+1- \left | j-k \right |)
f[i][j]=k=max(j−n,0)∑j+nf[i][k]∗(n+1−∣j−k∣)
时间复杂度为
O
(
n
4
)
O(n^4)
O(n4)
讲座
凸包
个人感想
这次
G
D
K
O
I
2021
GDKOI2021
GDKOI2021真的是教给了我很多,不论是讲堂还是讲题部分,都是有很多值得学习了了解的知识点的知识面的.
同今天解压密码一样,
G
D
K
O
I
GDKOI
GDKOI普及组,明年见
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