Atcoder ARC-068
A
不难发现从 \(5\) 开始一直往 \(6\) 转再转回来是最优的,直接模拟即可。
B
不难发现可以将多余部分直接贪心消去,最后必然会剩下两个或 \(1\) 个多余的数。
如果剩下两个,此时多余的数必然是偶数个,取之前序列中和这两个数中一个相等的数即可将这两个数消去,不浪费一个数。
否则,此时多余的数必然是奇数个,一定需要找到和这一个数相等的数和另一个数,需要浪费一个数。
C
首先的一个想法是对于一个商品 \([l, r]\) 将 \(l \rightarrow r\) 之间的每个数加 \(1\),然后对于每辆车直接调和级数查询。
不难发现这样会记重,因为可能一辆车能跳到的位置可能会被一间商品覆盖多次。
那么一个很直接的想法就是思考怎么才能不计重。
那么对于一件商品 \([l, r]\) 和第 \(d\) 辆车,当且仅当存在若干个 \(d\) 的倍数在 \([l, r]\) 之间时才会被记重。
一个很直接的想法就是只让这若干个倍数只有一个被记录,为了方便,我们考虑只记录第一个包含在 \([l, r]\) 内 \(d\) 的倍数。
假设第一个在区间内 \(d\) 的倍数为 \(kd\),那么不难发现这个区间的左端点必然处于 \(((k - 1)d, kd]\) 之间,右端点必然在 \([kd, m]\) 之间。
于是问题就转化为,对于 \(d\) 的每个倍数 \(kd\),求出左端点在 \(((k - 1)d, kd]\) 之间,右端点在 \([kd, m]\) 之间的区间个数。
我们限制一方的端点,不难发现问题进一步转化为限制右端点在 \([kd, m]\) 的区间中,左端点在 \(((k - 1)d, kd]\) 之间的区间个数。
不难发现将区间挂在右端点上,直接主席树即可,复杂度 \(O(n \log ^ 2 n)\)。
然而有没有更为简单的方法呢,答案是有的。
需要发现这样一条性质,对于一个区间 \([l, r]\) 令 \(len = r - l + 1\),那么对于 \(d \ge len\) 的车辆,一定可以获得该区间的商品。
这意味着对于每辆车 \(d\),\(r - l + 1 \ge d\) 的区间我们是不需要处理去重的问题的,只需要在答案上加上这部分商品的数量即可。
那么对于 \(r - l + 1 < d\) 的区间呢?
不难发现这样的区间最多只会包含一个 \(d\) 的倍数,因此这部分也是不需要去重的,直接统计即可。
实现时将区间按照长短排序,双指针扫过来,使用树状数组动态加入线段,复杂度 \(O(n \log ^ 2 n)\)。
D
在 近期的一些 \(dp\) 题 中已经详细记录了本题 \(O(n ^ 2)\) 的 \(dp\) 解法,下面是一个基于 \(dp\) 的 \(O(n)\) 优化。
观察一下 \(dp\) 方程:
\]
\]
事实上这个 \(dp\) 的转移方程是具有组合意义的,首先不看方程后面的限制,不难发现这是从 \(n + 1\) 走到 \(1\) 恰好走 \(k\) 步的方案数。
为了方便起见,我们将这个过程倒过来看,看作是从 \(0\) 开始走 \(k\) 步走到 \(n\) 的方案。
那么那两个多余的限制就等价于最后一步走的步数必须不为 \(0\) 且对于每一个走了 \(i\) 步的位置,满足之前一共走的步数不能低于 \(i\) 步。
单看后面这个限制是一个经典的组合数问题,将问题具体化放到坐标系下看待。
那么问题就等价于从 \((0, 0)\) 开始走到 \((k, n)\) 走 \(k\) 步,每一步横坐标必须 \(+1\) 纵坐标无限制,且这整条路线必须在 \(y = x\) 之上的方案。
如果没有在 \(y = x\) 之上这条限制,答案就相当于解一个非负整数不定方程的解,运用插板法即为 \(\dbinom{n + k - 1}{n}\)。
下面来考虑存在一段路线在 \(y = x\) 之下的非法情况。
将 \(y = x\) 下移一个单位长度,变成 \(y = x - 1\)。
取 \((0, 0)\) 关于 \(y = x - 1\) 的对称点 \((1, -1)\),不难发现每一个非法的走法都必然会经过 \(y = x - 1\),令第一次经过的点为 \(A\)。
将从 \((0, 0)\) 开始一直到 \(A\) 的这条路线翻折,都会唯一对应一条从 \((1, -1)\) 开始沿着这条翻折路线再沿着前者在 \(A\) 之后走的路线。
由此不难证明从 \((0, 0)\) 走到 \((k, n)\) 的非法路径,和从 \((1, -1)\) 走到 \((k, n)\) 的所有路径组成的集合是相等的。
因此所有的非法方案就等于从 \((1, -1)\) 走到 \((k, n)\) 的任意一个方案,方案数即为 \(\dbinom{n + k - 1}{n + 1}\)。
因此只考虑后面一个限制的答案即为:
\]
再来考虑前一条限制的情况。
可以发现,如果前面一条限制是不满足的,那么这条路线必然会经过 \((k - 1, n)\) 这个点,于是我们直接容斥即可得到答案:
\]
复杂度 \(O(n)\),瓶颈在于计算组合数上。
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