一天两场,感觉要完。

不粘排行榜,太壮观了。

#1:190

#2:180

#4:160

#35:150

#37:140

#39:120

#kx:20呃。。。

最后一个是考试结束后了。

又是CE盖40分。其实离#2不远。。。

调试语句没删干净,开O2编译出一条编译错误,没看,以为是那条关于scanf的warning。

然而并不是。

一定要仔细检查编译信息!!!交代码前一定要编译!!!

还有其实T1险些出锅,看错了题。

考试结束前7分钟重新看了一遍发现不对劲,+100pts。

看题!!!

要检查!!!

T1:天空龙

不会讲。写的超麻烦。

 #include<cstdio>
main(){
int t;scanf("%d",&t);
while(t--){
int a,b,c,x,y,z;scanf("%d%d%d%d%d%d",&a,&b,&c,&x,&y,&z);
int det=(x>a)+(y>b)+(z>c);
if(det==){puts("YES");continue;}
if(det==){puts("NO");continue;}
if(det==){
if(a>=x)puts(a-x>>>=y-b+z-c?"YES":"NO");
if(b>=y)puts(b-y>>>=x-a+z-c?"YES":"NO");
if(c>=z)puts(c-z>>>=x-a+y-b?"YES":"NO");
}
if(det==){
if(x>a)puts(x-a<=(b-y>>)+(c-z>>)?"YES":"NO");
if(y>b)puts(y-b<=(a-x>>)+(c-z>>)?"YES":"NO");
if(z>c)puts(z-c<=(a-x>>)+(b-y>>)?"YES":"NO");
}
}
}

T2:巨神兵

数据范围显然状压n,但是状压表示什么?

因为要造DAG,所以一定有拓扑序,就存哪些点已经被拓扑了就行。

但是有的DAG的拓扑序不唯一。要容斥掉。(容斥系数我会证了感谢吧人擦)

枚举补集的子集,枚举子集的高效方法一直不会,上网颓了一个。

for(int st=S;st;(--st)&=S);这样st就会遍历S的所有子集。

这题也严重卡常,不能通过直接枚举n来判断二进制下是否存在这个点,而是要lowbit来直接取出一位。

 #include<cstdio>
#define mod 1000000007
int fir[],l[],to[],cnt,n,m,cr[],sz[],pre[],re[];
long long pw[],dp[];
void link(int a,int b){l[++cnt]=fir[a];fir[a]=cnt;to[cnt]=b;}
main(){//freopen("obelisk8.in","r",stdin);
dp[]=pw[]=;
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=,x,y;i<=m;++i)scanf("%d%d",&x,&y),link(x,y);
for(int st=;st<<<n;++st)sz[st]=sz[st^st&-st]+;
for(int i=;i<=n;++i)re[<<i-]=i;
for(int i=;i<=;++i)pw[i]=(pw[i-]<<)%mod;
for(int i=;i<=n;++i)for(int j=fir[i];j;j=l[j])pre[i]|=<<to[j]-;
for(int st=;st<<<n;++st)
for(int U=(~st)&(<<n)-,S=U;S;(--S)&=U){
int cnt=;
for(int i=st;i;i^=i&-i)cnt+=sz[S&pre[re[i&-i]]];
(dp[st|S]+=dp[st]*pw[cnt]*(sz[S]&?:-)%mod+mod)%=mod;
}
printf("%lld\n",dp[(<<n)-]);
}

思路积累:

  • DAG-dp:拓扑序的状态压缩
  • 神奇容斥

T3:太阳神

40%的暴力写在黑板上了,其实不M的话是60,附个代码。

 #include<cstdio>
#include<iostream>
using namespace std;
int n,pr[],md[],prcnt;
bool np[];long long Ans=;short ans[],mdcnt[];
int main(){
scanf("%d",&n);
for(int i=;i<=n;++i){
if(!np[i])ans[i]=,pr[++prcnt]=i,mdcnt[i]=,md[i]=i;
for(int j=;j<=prcnt&&i*pr[j]<=n;++j){
int T=i*pr[j];
md[T]=pr[j];np[T]=;
mdcnt[T]=md[i]==pr[j]?mdcnt[i]+:;
ans[T]=ans[i]/(mdcnt[T]*-)*(mdcnt[T]*+);
if(i%pr[j]==)break;
}
}
for(int i=;i<=n;++i)Ans+=ans[i];
printf("%lld\n",(1ll*n*n-Ans)%);
}

另一种40~60的打法是cbx的,在下面说。

第一鸡房的不少都是用反演A的,我太菜我不会。

我跟cbx走的。

疯狂的数论分块就好了。

问题就是怎么求下发题解里的f函数,求出f值后就可以在外层数论分块n/d做了。

观察f数组,把它差分一下得到g,g[k]是什么含义?

是[gcd(a,b)==1]×a×b==k的a,b对数。

考虑含义,既然乘积一定,那么把k分解质因数之后把因子分配给ab就好了。

如果一种因子有多个,那么一定只分给ab里的一个,否则gcd不为1。

那么其实g[k]的值就是2k的质因子种数(不是个数)。可以线筛

然后做一遍前缀和就可以得到f了。

怎么求S函数呢?一个比较直接的数论分块。

然后对于大的f值就可以递归求了。

没有想象的那么难,虽然不是很会证。

 #include<cstdio>
#define int long long
#define mod 1000000007
int pr[],md[],prcnt,f[];
bool np[];int n,Ans;
int S(int k){
int ans=;
for(int i=,lst;i<=k;i=lst+)lst=k/(k/i),(ans+=(lst-i+)%mod*(k/i))%=mod;
return ans;
}
int F(int k){
if(k<=)return f[k];int ans=;
for(int j=;j*j<=k;++j)(ans+=F(k/j/j))%=mod;
return (S(k)-ans+mod)%mod;
}
main(){
scanf("%lld",&n);f[]=;
for(int i=;i<=;++i){
if(!np[i])f[i]=,pr[++prcnt]=i,md[i]=i;
for(int j=;j<=prcnt&&i*pr[j]<=;++j){
int T=i*pr[j];
md[T]=pr[j];np[T]=;
f[T]=(f[i]<<(md[i]!=pr[j]))%mod;
if(i%pr[j]==)break;
}
}
for(int i=;i<=;++i)(f[i]+=f[i-])%=mod;
for(int i=,lst;i<=n;i=lst+)lst=n/(n/i),(Ans+=(lst-i+)%mod*F(n/i)+mod)%=mod;
printf("%lld\n",(n%mod*(n%mod)%mod-Ans+mod)%mod);
}

思路积累:

  • 数论分块:竟然是联赛知识点啊
  • 线筛:肯定是联赛知识点

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