To 洛谷.1309 瑞士轮 题目背景 在双人对决的竞技性比赛,如乒乓球.羽毛球.国际象棋中,最常见的赛制是淘汰赛和循环赛.前者的特点是比赛场数少,每场都紧张刺激,但偶然性较高.后者的特点是较为公平,偶然性较低,但比赛过程往往十分冗长. 本题中介绍的瑞士轮赛制,因最早使用于1895年在瑞士举办的国际象棋比赛而得名.它可以看作是淘汰赛与循环赛的折衷,既保证了比赛的稳定性,又能使赛程不至于过长. 题目描述 2*N 名编号为 1~2N 的选手共进行R 轮比赛.每轮比赛开始前,以及所有比赛结束后,都会按

因为太菜不会写P1310 表达式的值,就只能过来水两篇博客啦qwq 另外这个题我是开o2才过的(虽然是写了归并排序)(可能我太菜写的归并不是还可以“剪枝”吧qwq)哎,果真还是太菜啦qwq 所以准备写归并然后去题解学习正确的不用开O2就可以过的算法: 咱好像忘记添加链接了qwq: 瑞士轮[题目链接] 其实这个题打眼一看可以直接sort来做,但是这个题用sort还是太慢了qwq.开o2都只有70pts,因此这是逼着我重新复习一遍归并排序啊qwq: About归并: 注意归并排序要开一个辅助数组f[

P1309 瑞士轮 题目背景 在双人对决的竞技性比赛,如乒乓球.羽毛球.国际象棋中,最常见的赛制是淘汰赛和循环赛.前者的特点是比赛场数少,每场都紧张刺激,但偶然性较高.后者的特点是较为公平,偶然性较低,但比赛过程往往十分冗长. 本题中介绍的瑞士轮赛制,因最早使用于 18951895 年在瑞士举办的国际象棋比赛而得名.它可以看作是淘汰赛与循环赛的折中,既保证了比赛的稳定性,又能使赛程不至于过长. 题目描述 \(2×N\)名编号为\(1-2N\)的选手共进行\(R\)轮比赛.每轮比赛开始前,以及所有

今天题做太少,放道小题凑数233 题目背景 在双人对决的竞技性比赛,如乒乓球.羽毛球.国际象棋中,最常见的赛制是淘汰赛和循环赛.前者的特点是比赛场数少,每场都紧张刺激,但偶然性较高.后者的特点是较为公平,偶然性较低,但比赛过程往往十分冗长. 本题中介绍的瑞士轮赛制,因最早使用于1895年在瑞士举办的国际象棋比赛而得名.它可以看作是淘汰赛与循环赛的折衷,既保证了比赛的稳定性,又能使赛程不至于过长. 题目描述 2*N 名编号为 1~2N 的选手共进行R 轮比赛.每轮比赛开始前,以及所有比赛结束后,都

题目背景 在双人对决的竞技性比赛,如乒乓球.羽毛球.国际象棋中,最常见的赛制是淘汰赛和循环赛.前者的特点是比赛场数少,每场都紧张刺激,但偶然性较高.后者的特点是较为公平,偶然性较低,但比赛过程往往十分冗长. 本题中介绍的瑞士轮赛制,因最早使用于1895年在瑞士举办的国际象棋比赛而得名.它可以看作是淘汰赛与循环赛的折衷,既保证了比赛的稳定性,又能使赛程不至于过长. 题目描述 2*N 名编号为 1~2N 的选手共进行R 轮比赛.每轮比赛开始前,以及所有比赛结束后,都会按照总分从高到低对选手进行一次排

https://www.luogu.org/problem/show?pid=1309#sub 题目背景 在双人对决的竞技性比赛,如乒乓球.羽毛球.国际象棋中,最常见的赛制是淘汰赛和循环赛.前者的特点是比赛场数少,每场都紧张刺激,但偶然性较高.后者的特点是较为公平,偶然性较低,但比赛过程往往十分冗长. 本题中介绍的瑞士轮赛制,因最早使用于1895年在瑞士举办的国际象棋比赛而得名.它可以看作是淘汰赛与循环赛的折衷,既保证了比赛的稳定性,又能使赛程不至于过长. 题目描述 2*N 名编号为 1~2N

传送门 题目大意: 2*n个人,有初始的比赛分数和实力值. 每次比赛前总分从大到小排序,总分相同编号小的排在前面. 每次比赛是1和2比,3和4比,5和6比. 实力值大的获胜得1分. 每次比赛前排序确定比赛顺序. 题解: 模拟60 哎呀忘记最后一次排序 #include<iostream> #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> #define N 200007 using namespac

https://www.luogu.org/problemnew/show/P1309 一开始写的直接快排没想到真的TLE了. 想到每次比赛每个人前移的量不会很多,但是不知从哪里开始优化. 搜索一下原来是用归并排序的. 每次比赛过后,成功者的顺序不变,失败者的顺序也不变.那么把两个数组合并的复杂度将会是O(n)的,降低了20倍复杂度(一个logn). 别人还提到STL有一个merge(f1,l1,f2,l2,r,cmp()),可以把容器1和容器2的结果合并到容器r中. 试一下. #include

题目传送 思路非常简单,只要开始时把结构体排个序,每次给赢的加分再排序,共r次,最后再输出分数第q大的就行了. (天真的我估错时间复杂度用每次用sort暴力排序结果60分...)实际上这道题估算时间复杂度时O括号里的n并不是输入的n,而是输入的n乘2,这就要求我们精准地估算时间复杂度以采取合适的算法来解题.显然sort时不行的.为什么sort这么强都会TLE?考虑不行的原因,找找有用的教训:(先普及一下:sort是冒泡排序的改进版,平均时间复杂度为O(n log n),最坏情况下会退化成O(n2

每日一题 day4 打卡 Analysis 暴力+快排(其实是归并排序) 一开始天真的以为sort能过,结果光荣TLE,由于每次只更改相邻的元素,于是善于处理随机数的快排就会浪费很多时间.于是就想到归并排序:归并排序的思想就是合 并两个同序数组的线性方式——每次比较两个有序数组指针指向的值,谁更小(大)则放到temp数组里,然后删掉进入temp的元素,指针++.然而我并没有实现,先把 快排水过的代码放上来,等有时间学归并排序了再来改. #pragma GCC optimize(2) #inclu

题目背景 迷宫 [问题描述] 给定一个N*M方格的迷宫,迷宫里有T处障碍,障碍处不可通过.给定起点坐标和 终点坐标,问: 每个方格最多经过1次,有多少种从起点坐标到终点坐标的方案.在迷宫 中移动有上下左右四种方式,每次只能移动一个方格.数据保证起点上没有障碍. 输入样例 输出样例 [数据规模] 1≤N,M≤5 题目描述 输入输出格式 输入格式: [输入] 第一行N.M和T,N为行,M为列,T为障碍总数.第二行起点坐标SX,SY,终点 坐标FX,FY.接下来T行,每行为障碍点的坐标. 输出格式:

次元传送门:洛谷P4158 思路 f[i][j][k][0/1]表示在坐标为(i,j)的格子 已经涂了k次 (0是此格子涂错 1是此格子涂对)涂对的格子数 显然的是 每次换行都要增加一次次数 那么当j=1时: f[i][j][k][]=max(f[i-][m][k-][],f[i-][m][k-][])+;//可以从前一排最后一个转移过来 记得+1 f[i][j][k][]=max(f[i-][m][k-][],f[i-][m][k-][]);//同理 不用+1 当j>1时分成两种情况 当第i格

次元传送门:洛谷P1070 思路 一开始以为要用什么玄学优化 没想到O3就可以过了 我们只需要设f[i]为到时间i时的最多金币 需要倒着推回去 即当前值可以从某个点来 那么状态转移方程为: f[i]=max(f[i],f[i-k]+val-cost[now]); now表示从now这个工厂来 cost表示在now买下了机器人 val为从now走i个单位时间路上可收集的总金币 代码 #include<iostream> #include<cstring> using namespac

次元传送门:洛谷P2577 思路 首先贪心是必须的 我们能感性地理解出吃饭慢的必须先吃饭(结合一下生活) 因此我们可以先按吃饭时间从大到小排序 然后就能自然地想到用f[i][j][k]表示前i个人在第一个窗口排队用了j时间 在第二个窗口排队用了k时间 然后就自然地炸空间了 所以我们要降维 因为我们可以由第一个窗口推出第二个窗口所用时间 所以我们可以改原来的数组为: f[i][j]表示前i个人 在第一个窗口用了j时间 得到的所有前i个人吃完饭的最短时间 如何用第一个窗口推出第二个窗口呢? 显而易见

次元传送门:洛谷P1169 思路 浙江省选果然不一般 用到一个从来没有听过的算法 悬线法: 所谓悬线法 就是用一条线(长度任意)在矩阵中判断这条线能到达的最左边和最右边及这条线的长度 即可得到这个矩阵的最大值 那么我们定义3个数组 l[i][j]表示(i,j)能到达最左边的坐标 r[i][j]表示(i,j)能到达最右边的坐标 up[i][j]表示(i,j)能向上最大距离 即线的长度 那么状态转移方程得出: l[i][j]=max(l[i][j],l[i-][j]);//满足条件的最大值为左边(因

次元传送门:洛谷P1273 思路 一开始想的是普通树形DP 但是好像实现不大好 观摩了一下题解 是树上分组背包 设f[i][j]为以i为根的子树中取j个客户得到的总价值 我们可以以i为根有j组 在每一组中分别又取1个,2个,3个......n个客户 化为背包思想即 j为一共有j组 背包容量为每组的客户数总和 把该节点的每个儿子看成一组 每组中的元素为选一个,选两个...选n个用户 状态转移方程: f[i][j]=max(f[i][j],f[i][j-k]+f[v][k]-边权);//i为根 j为

次元传送门:洛谷P1373 思路 设f[i][j][t][1/0]表示走到(i,j)时 小a减去uim的差值为t 当前是小a取(0) uim取(1) 那么转移就很明显了 f[i][j][t][]=(f[i][j][t][]+f[i-][j][(t-map[i][j]+k)%k][])%;//因为当前是小a取 前一步是uim取 差值增加 f[i][j][t][]=(f[i][j][t][]+f[i][j-][(t-map[i][j]+k)%k][])%; f[i][j][t][]=(f[i][j]

次元传送门:洛谷P1966 思路 显然在两排中 每排第i小的分别对应就可取得最小值(对此不给予证明懒) 所以我们只在意两排的火柴是第几根 高度只需要用来进行排序(先把两个序列改成有序的方便离散化) 因此我们对火柴的高度进行离散化 把火柴高度变为1到n的序列 然后我们只需要对一个序列a固定 求另一个序列b相对于前一个序列a的逆序对即可 举个栗子

次元传送门:洛谷P1073 思路 一开始看题目嗅出了强连通分量的气息 但是嫌长没打 听机房做过的dalao说可以用分层图 从来没用过 就参考题解了解一下 因为每个城市可以走好几次 所以说我们可以在图上随意走动 所以第一层图就建一个边权为0的图 随意走动不影响 考虑在某个点买入水晶球 建立一条有向边到新图上 边权为-w[i] 指向i所能到达的点(第二层图中) 它表示:假如我选择走了这条边,就是我在这个点买了这个水晶球,我不会反悔,并且我接下来考虑在某个点卖它. 考虑在某个点卖出水晶球 从第二层图建

次元传送门::洛谷P1080 思路 我们模拟一下只有两个大臣的时候发现 当a1​∗b1​<a2​∗b2​是ans1<ans2 所以我们对所有大臣关于左右手之积进行排序 得到最多钱的大臣就是最后一个(当有左手除右手向下取整为0的时候不一定 只有第二个点可以特判) 所以答案用前n-1个人的左手相乘除以第n个人的右手 记得高精 代码 #include<iostream> #include<algorithm> using namespace std; #define maxn