牛客的这场比赛感觉真心不错!!

打得还是很过瘾的。水平也比较适合。

T1:中位数:

题目描述

小N得到了一个非常神奇的序列A。这个序列长度为N,下标从1开始。A的一个子区间对应一个序列,可以由数对[l,r]表示,代表A[l], A[l + 1], ..., A[r]这段数。对于一个序列B[1], B[2], ..., B[k],定义B的中位数如下:
1. 先对B排序。得到新的序列C。
2. 假如k是奇数,那么中位数为。假如k为偶数,中位数为
对于A的所有的子区间,小N可以知道它们对应的中位数。现在小N想知道,所有长度>=Len的子区间中,中位数最大可以是多少。
 
题解
这个题一看就很套路了。
二分一个mid,然后>=mid赋值1,否则赋值-1
有>0的长度大于等于len的区间,就可以。
从左到右扫,维护一个前缀的min,然后i前缀做差判断即可。
 
代码
#include<iostream>
#include<cstdlib>
#include<cstdio>
using namespace std;
const int N=+;
const int inf=0x3f3f3f3f;
int n,len;
int a[N],b[N],sum[N];
int l,r;
int ans;
int main(){
scanf("%d%d",&n,&len);
for(int i=;i<=n;i++){
scanf("%d",&a[i]);
r=max(r,a[i]);
}
l=;
while(l<=r){
int mid=(l+r)>>;
for(int i=;i<=n;i++){
if(a[i]>=mid) b[i]=;
if(a[i]<mid) b[i]=-;
sum[i]=sum[i-]+b[i];
}
int mi=;
bool fl=false;
for(int i=len;i<=n;i++){
if(sum[i]-mi>) {
fl=true;break;
}
mi=min(mi,sum[i-len+]);
}
if(fl) ans=mid,l=mid+;
else r=mid-;
}
printf("%d",ans);
return ;
}

中位数

关于区间中位数什么的题目,做了几道以后,可以考虑向二分答案,然后0/1或者-1/1 赋值判断。
当然还要注意,偶数长度中位数是取哪一个。
类似的题目:
中位数、国际集训队middle;(这两道是中位数)
还有一个 [HEOI2016/TJOI2016]排序 (这个题也是二分然后0/1排序)
本质上都是利用绝对大小没有用,利用相对大小的关系,牺牲一个logn的复杂度,将序列变成0/1或者-1/1的序列,可以大大简化难度,也比较容易判断。
注意边界情况等。
 
 
T2:数数字

题目描述

小N对于数字的大小一直都有两种看法。第一种看法是,使用字典序的大小(也就是我们常用的判断数字大小的方法,假如比较的数字长度不同,则在较短一个前面补齐前导0,再比较字典序),比如43<355,10<11。第二种看法是,对于一个数字,定义他的权值为,也就是各个数位的乘积。
现在给定两个区间,[L,R]与[L1,R1]。小N现在想知道,有多少使用字典序判大小法在[L,R]之间的数字,满足其第二种定义的权值也在[L1,R1]之间。
换句话说,对于一个数x,定义f(x)为x的各个数位的乘积。对于L<=x<=R,问有多少x满足,L1<=f(x)<=R1。
100%: 0<=L,R,L1,R1 <= 10^18, L <= R, L1 <= R1

题解:

 

一眼数位dp了。f(x)怎么处理?

gzz讲过一个<=n的,没有L1,R1上下界。
其实一样了。
发现,最多填18位数字(R=1e18特判即可),考虑质因数分解,数位乘积 最多有54个2,36个3,18个5,18个7,
循环枚举一发,最终可能的情况只有34960个,状态压缩一下。
那么就可以dp了。
f[i][34960][0/1][0/1]表示,前i位填完,f(x)是所有的情况中第j个,有没有上限,有没有填过数(处理前导零)。
前导零还是挺坑的。
一般情况,每层i内,所有的循环都是转移填过数的(最后一个是1),i层最后再转移 没填过->填过
 
还有坑点,L,L1可能是0
那么,由于前导零的处理,填数不会填出0的。
特判一下就好了。
 

代码:

#include<iostream>
#include<cstdlib>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<cstring>
using namespace std;
const int N=;
const int M=;
const int mod=;
typedef long long ll;
ll f[][][M][];//gun dong
ll num[M],cnt;
ll L,R,L1,R1;
ll shu[N],tot;
struct ha{
ll val[mod+],tot;
int id[mod+];
int nxt[mod+],hd[mod+];
void ins(ll x,int d){
int cur=x%mod;
++tot;nxt[tot]=hd[cur];
id[tot]=d;
val[tot]=x;
hd[cur]=tot;
}
int query(ll x){
int cur=x%mod;
for(int i=hd[cur];i;i=nxt[i]){
if(val[i]==x) return id[i];
}
return ;
}
}HA;
ll c2[],c3[],c5[],c7[];
ll wrk(){
memset(f,,sizeof f);
int tmp=;
f[tmp][][][]=;
for(int i=tot;i>=;i--){
//cout<<" iii "<<i<<" ------------------- "<<shu[i]<<endl;
tmp^=;
memset(f[tmp],,sizeof f[tmp]);
for(int j=;j<=cnt;j++){
for(int k=;k<=;k++){
if(!f[!tmp][][j][]&&!f[!tmp][][j][]) continue; int to=HA.query(num[j]*k);
if(!to) continue;
if(k<shu[i]){
//if(f[!tmp][0][j][1]||f[!tmp][1][j][1]) {
f[tmp][][to][]+=f[!tmp][][j][]+f[!tmp][][j][];
//}
}
else if(k==shu[i]){
//if(f[!tmp][1][j][1]) {
//int to=
//}
f[tmp][][to][]+=f[!tmp][][j][];
f[tmp][][to][]+=f[!tmp][][j][];
}
else{
f[tmp][][to][]+=f[!tmp][][j][];
}
}
} if(i!=tot){
for(int j=;j<=;j++){
f[tmp][][j+][]+=f[!tmp][][][];
}
}
else{
for(int j=;j<=;j++){
if(j<shu[i]){
f[tmp][][j+][]+=f[!tmp][][][];
}
else if(j==shu[i]){
f[tmp][][j+][]+=f[!tmp][][][];
}
else break;
}
}
f[tmp][][][]+=f[!tmp][][][]; /*for(int j=1;j<=20;j++){
cout<<j<<" "<<num[j]<<" : "<<f[tmp][0][j][0]<<" "<<f[tmp][0][j][1]<<" "<<f[tmp][1][j][0]<<" "<<f[tmp][1][j][1]<<endl;
}*/
}
ll ret=;
ll le=;
while(num[le]<L1) le++;
while(num[le]<=R1) ret+=f[tmp][][le][]+f[tmp][][le][],le++;
return ret;
}
int main()
{
scanf("%lld%lld%lld%lld",&L,&R,&L1,&R1);
c2[]=;for(int i=;i<=;i++) c2[i]=c2[i-]*;
c3[]=;for(int i=;i<=;i++) c3[i]=c3[i-]*;
c5[]=;for(int i=;i<=;i++) c5[i]=c5[i-]*;
c7[]=;for(int i=;i<=;i++) c7[i]=c7[i-]*; for(int i=;i<=;i++){
for(int j=;j<=;j++){
for(int k=;k<=;k++){
for(int l=;l<=;l++){
int re=-l-k;
re-=((j+)/);
re-=((i+)/);
if(re>=) {
++cnt;
ll now=c2[i]*c3[j]*c5[k]*c7[l];
num[cnt]=now;
}
}
}
}
}
num[++cnt]=;
sort(num+,num+cnt+);
cnt=unique(num+,num+cnt+)-num-; //cout<<" Cnt "<<cnt<<endl;
//for(int i=1;i<=40;i++) cout<<num[i]<<" ";
//cout<<endl;
//cout<<" las "<<num[cnt]<<endl; for(int i=;i<=cnt;i++){
HA.ins(num[i],i);
}
ll sub=;
ll ansl=;
ll ad=;
if(R==(ll)1e18) {
R--;
if(L1==) ad++;
}
//cout<<R<<endl;
if(L==){
ansl=;
if(L1==) ad++;
}
else if(L==){
ansl=;
}
else{//only zero ??
L--;
tot=;
while(L){
shu[++tot]=L%;L/=;
}
ansl+=wrk();
} //cout<<" ansl "<<ansl<<endl; tot=;
while(R){
shu[++tot]=R%;
R/=;
}
ll ansr=wrk(); //cout<<" ansr "<<ansr<<endl; printf("%lld",ansr-ansl+ad);
return ; //don't forget to sub sub
}

数数字

T3:

题目描述

C国有n个城市,城市间通过一个树形结构形成一个连通图。城市编号为1到n,其中1号城市为首都。国家有m支军队,分别守卫一条路径的城市。具体来说,对于军队i,他守卫的城市区域可以由一对二元组(xi,yi)代表。表示对于所有在xi到yi的最短路径上的城市,军队i都会守卫他们。
现在有q个重要人物。对于一个重要人物j,他要从他的辖区vj出发,去到首都。出于某些原因,他希望找到一个离首都最近的,且在vj到首都路径上的城市uj,使得至少有kj支军队,能够全程保护他从vj到uj上所经过的所有城市。换句话说,至少有ki支军队,满足在树上,xi到yi的路径能完全覆盖掉vj到uj的路径。
100%: n,m,q <= 200000
题解:
符合T3的难度。没有想出来。暴力也0分?》??
 
每个询问从st出发,往上走,符合的军队必须完全覆盖路径。
所以,一个军队的路径可以拆成两条,xi到lca,和yi到lca。就成了2*m条不拐弯的路径了。
至于暴力,可以枚举哪一个u,然后查找所有m即可。
或者二分u也行 。
 
发现,st是一直不变的,符合条件的军队,必须一端在st子树里,另一端在ui上面。
拆完路径之后,每个xi放进一个标记deep[lca]表示,从xi出发向上有一个深度在deep[lca]的端点。
然后,对于询问st,枚举u判断m个很麻烦,
所以,循环dfs序,用主席树维护dfs序为1~i的xi们的deep[lca]的值,即线段树的区间维护一个deep=l~r的dfn在i之前的xi有多少个,
前缀差分,就可以知道st子树里deep[xi]在u上面的xi有多少个了。
 
枚举u很麻烦,
可以二分。O(nlog^2)
但是,线段树就可以直接二分啊!!
两棵线段树,一边差分,一遍看左子树sum和k关系,自然越往左(deep越浅)越好了。
所以,类似一个区间第k大,就可以O(nlogn)解决了。
 
注意还有一个坑点:
当找不到的时候,可能情况是:最后整个子树的军队都没有k个,
或者,找到的最靠上的端点比st还深(因为这个WA了好多)
 
主席树还是敲得不熟练啊。
不用为了省一些空间就在一个rt上重复建造,
可以每次只建一条链,rt[i]要改多次,就每次从rt[i]接着造就好了。
反正传引用。
 
 
代码
#include<bits/stdc++.h>
#define mid ((l+r)>>1)
using namespace std;
const int N=+;
int n,m,q;
struct node{
int nxt,to; }e[*N];
int hd[N],cnt;
void add(int x,int y){
e[++cnt].nxt=hd[x];
e[cnt].to=y;
hd[x]=cnt;
}
int fa[N][];
int dep[N];
int dfn[N];
int dfn2[N],df;
int fdfn[N];
vector<int>mem[N];
void dfs(int x,int d){
dfn[x]=++df;
dep[x]=d;
fdfn[df]=x;
for(int i=hd[x];i;i=e[i].nxt){
int y=e[i].to;
if(y==fa[x][]) continue;
fa[y][]=x;
dfs(y,d+);
}
dfn2[x]=df;
}
int lca(int x,int y){
if(dep[x]<dep[y])swap(x,y);
for(int j=;j>=;j--){
if(dep[fa[x][j]]>=dep[y]) x=fa[x][j];
}
if(x==y) return x;
for(int j=;j>=;j--){
if(fa[x][j]!=fa[y][j]){
x=fa[x][j],y=fa[y][j];
}
}
return fa[x][];
}
struct tr{
int ls,rs;
int sum;
}t[N*];
int tot;
int rt[N];
int now;
void upda(int &x,int y,int l,int r,int c){
x=++tot;
t[x].ls=t[y].ls;
t[x].rs=t[y].rs;
t[x].sum=t[y].sum+;
if(l==r){
return;
}
if(c<=mid) upda(t[x].ls,t[y].ls,l,mid,c);
else upda(t[x].rs,t[y].rs,mid+,r,c);
}
int query(int x,int y,int l,int r,int k){
//cout<<" kth "<<k<<endl;
///cout<<" x "<<x<<" ls "<<t[x].ls<<" rs "<<t[x].rs<<endl;
//cout<<" y "<<y<<" ls "<<t[y].ls<<" rs "<<t[y].rs<<endl<<endl;
if(l==r){
if(t[x].sum<k) return ;
return l;
}
int u=t[t[x].ls].sum-t[t[y].ls].sum;
//cout<<u<<" "<<endl;
if(u>=k){
return query(t[x].ls,t[y].ls,l,mid,k);
}
else{
k-=u;
return query(t[x].rs,t[y].rs,mid+,r,k);
}
}
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&m);
int x,y;
for(int i=;i<=n-;i++){
scanf("%d%d",&x,&y);
add(x,y);add(y,x);
}
dep[]=-;
dfs(,); /*cout<<" on the tree"<<endl;
for(int i=1;i<=n;i++){
cout<<i<<" : "<<fa[i][0]<<" "<<dep[i]<<" "<<dfn[i]<<" "<<dfn2[i]<<endl;
}*/ for(int j=;j<=;j++){
for(int i=;i<=n;i++){
fa[i][j]=fa[fa[i][j-]][j-];
}
}
for(int i=;i<=m;i++){
scanf("%d%d",&x,&y);
int anc=lca(x,y);
// cout<<" anc "<<anc<<endl;
mem[dfn[x]].push_back(dep[anc]);
mem[dfn[y]].push_back(dep[anc]);
}
rt[]=++tot;
for(int i=;i<=n;i++){
//cout<<" updating "<<i<<" ------------------ "<<endl;
rt[i]=rt[i-];
for(int j=;j<mem[i].size();j++){
upda(rt[i],rt[i],,n,mem[i][j]);
}
//cout<<" after "<<tot<<endl;
}
///for(int i=1;i<=tot;i++){
// cout<<" id "<<i<<" : "<<t[i].ls<<" "<<t[i].rs<<" "<<t[i].sum<<endl;
//}
scanf("%d",&q);
int k;
while(q--){
scanf("%d%d",&x,&k);
int ans=query(rt[dfn2[x]],rt[dfn[x]-],,n,k);
//cout<<" ans "<<ans<<endl;
if(ans==||ans>=dep[x]) printf("%d\n",);
else printf("%d\n",dep[x]-ans);
}
return ;
}

保护

还是说,路径拆分没有想到,
然后,对于把deep[lca]向xi打标记,也是一种转移处理了。
主席树怎么想到?
还是从要想到,如果知道子树标记的线段树就好了,n棵太多,-》主席树
怎么连续建造?dfs序!!!和子树也恰好相关!!
 
总结:
1.T2还是花的时间比较长。
也许可以考虑把数位dp往后放一放?
2.T3这种综合题还是要多积累。
 
200pts/300pts   rank28
 
 
 
 
 
 

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