LINK:序列 考虑前20分 容易想到爆搜. 考虑dp 容易设\(f_{i,j,k,l}\)表示前i个位置 选了j对 且此时A选择了k个 B选择了l个的最大值.期望得分28. code //#include<bits/stdc++.h> #include<iostream> #include<cstdio> #include<ctime> #include<cctype> #include<queue> #include<deq

洛谷题面传送门 好几天没写题解了,写篇题解意思一下(大雾 考虑反悔贪心,首先我们考虑取出 \(a,b\) 序列中最大的 \(k\) 个数,但这样并不一定满足交集 \(\ge L\) 的限制,因此我们需要调整,我们假设 \(L-\) \(a,b\) 序列中最大的 \(k\) 个数的交集为 \(L'\),如果 \(L'\le 0\) 那不用调整直接输出即可.否则我们考虑每次调整部分 \(a_i,b_i\) 的取值使得 \(a,b\) 的交集加 \(1\),不难发现每次调整可能有以下可能: 选择两个下

#31. [UR #2]猪猪侠再战括号序列 Time Limit: 20 Sec Memory Limit: 256 MB 题目连接 http://uoj.ac/problem/31 Description 大家好我是来自百度贴吧的_叫我猪猪侠,英文名叫_CallMeGGBond. 我不曾上过大学,但这不影响我对离散数学.复杂性分析等领域的兴趣:尤其是括号序列理论,一度令我沉浸其中,无法自拔.至于OI算法竞赛,我年轻时确有参加,虽仅获一枚铜牌,但我素性淡泊,毫不在意,毕竟那所谓FFT.仙人掌之类

Description 对于一个长度为n的非负整数序列b_1,b_2,...,b_n,定义这个序列的能量为:f(b)=max{i=0,1,...,n}((b_1 xor b_2 xor...xor b_i)+(b_{i+1} xor b_{i+2} xor...xor b_n))其中xor表示按位异或(XOR),给定一个长度为n的非负整数序列a_1,a_2,...,a_n,请计算a的每个前缀的能量值. Input 第一行包含一个正整数n(n<=300000),表示序列a的长度. 第二行包含n个非

[题目]1510 最小化序列 [题意]给定长度为n的数组A和数字k,要求重排列数组从而最小化: \[ans=\sum_{i=1}^{n-k}|A_i-A_{i+k}|\] 输出最小的ans,\(n \leq 3*10^5,k \leq 5000,-10^9 \leq A_i \leq 10^9\). [算法]贪心+动态规划 先对序列从小到大排序,通过贪心容易发现连续的段在一起时最优.所以实际上要求将序列分成\(k\)段,其中\(n%k\)个大段和其它小段,小段的段长是\(g=\frac{n}{k

大意: 记$f(t)$表示字符串$t$的最长括号匹配子序列, 给定n个括号序列, 求它们重排后的最大f(t). 首先可以注意到一个括号序列中已经匹配的可以直接消去, 一定不会影响最优解. 那么这样最终就为n个类似于))))((的括号序列, 然后贪心排序即可 #include <iostream> #include <algorithm> #include <math.h> #include <cstdio> #include <set> #inc

原题传送门 同步赛上我一开始想了个看似正确却漏洞百出的贪心:按\(a_i+b_i\)的和从大向小贪心 随便想想发现是假的,然后就写了个28pts的暴力dp 杜神后半程说这题就是个贪心,但我没时间写了 (实际是没想明白) 我们来说这道题的正解: 我们先珂以满足和最大,再满足并集大小大于等于\(l\).所以我们先将\(a\)序列和\(b\)序列排序,取出两个序列的前\(k\)大 如果并集大小大于等于\(l\)就直接统计答案 否则我们要凑满\(l\)个都包含的,在凑的过程中动态更新答案 我们在两个序列

题意: 有两个长度为n的序列,要求从每个序列中选k个,并且满足至少有l个位置都被选,问总和最大是多少. \(1\leq l\leq k\leq n\leq 2*10^5\). 首先,记录当前考虑到的位置i,第一个选的数量a, 第二个选的数量b,都被选的数量c,可以做到\(O(n^4)\), 卡常后能过\(n\leq 150\),有40分. 考虑正解:首先,看到这个范围,可以认为正解一定是贪心. 先看下\(n\leq 2000\),这个是网络流的范围.我们可以先建出费用流,然后再变为模拟费用流,即

题目 可以直接贪心,但是用模拟费用流推的话会更轻松. 首先有一个显然的建图方式: \(S\)到\(0\)流量为\(k\),费用为\(0\). \(0\)到\(a_i\)流量为\(1\),费用为\(-a_i\). \(a_i\)到\(b_i\)流量为\(1\),费用为\(0\). \(b_i\)到\(T\)流量为\(1\),费用为\(-b_i\). \(a_i\)到\(c\)流量为\(1\),费用为\(0\). \(c\)到\(d\)流量为\(k-l\),费用为\(0\). \(d\)到\(b_i

题目:https://loj.ac/problem/3059 一段 A 选一个 B 的话, B 是这段 A 的平均值.因为 \( \sum (A_i-B)^2 = \sum A_i^2 - 2*B \sum A_i + len*B^2 \) ,这是关于 B 的二次方程,对称轴是 \( B = - \frac{-2*\sum A_i}{2*len} \) ,恰是 A 的平均值. 所以自己前 10 分写了 “ dp[ i ][ j ] 表示前 i 个 A .最后一段的 B = j ” 的 DP ,

[Lydsy1711月赛]分割序列 Time Limit: 5 Sec  Memory Limit: 256 MBSubmit: 213  Solved: 97[Submit][Status][Discuss] Description 对于一个长度为n的非负整数序列b_1,b_2,...,b_n,定义这个序列的能量为:f(b)=max{i=0,1,...,n}((b_1 xor b _2 xor...xor b_i)+(b_{i+1} xor b_{i+2} xor...xor b_n))其中x

首先向颜神犇致敬...还是自己太菜,又不仔细思考,上来就翻题解$qwq$ 首先有一种贪心方法:即,$ans=2*max(dirty_i)$ 证明:若现在的答案为$ans$,考虑一个新的数$x$对答案的贡献 若$x>ans$,则$x\&ans$相当于是取了$ans$的低位,答案会没有增加甚至减少:$x|ans$相当于是取了$x$的高位:即上面的方式只增加了与和,,那我们不如都取位数更高的$x$当做$ans$. 若$x<ans$,则$x\&ans$会失去$ans$的较高位,而$x|

LOJ3158 , Luogu5470 从 \(a_1\dots a_n\) , \(b_1\dots b_n\) 中各选出 \(K\) 个数 , 且至少 \(L\) 组下标在两个数组中都被选择 , 使选出的数总和最大 多组数据 , \(T ≤ 10 , 1 ≤∑n ≤ 10^6 , 1 ≤ L ≤ K ≤ n ≤ 2 × 10^5 , 1 ≤ a_i , b_i ≤ 10^9\) 考场上写的是 \(O(n^4)\) 的 \(DP\) , 设 \(dp[i][j][k][l]\) 为到第 \(i

因为只能带一个,买卖价格又一样,所以只要右边的比左边的大,就从这买下来然后带到下一个卖掉就行了(我想到别处再卖的话大不了再重新买回来嘛) 所以给max(w[i]-w[i-1],0)维护一个前缀和就行了 #include<bits/stdc++.h> #define pa pair<int,int> #define CLR(a,x) memset(a,x,sizeof(a)) using namespace std; typedef long long ll; ; inline ll

http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=4982 给定n和k,求一个包含k个不相同正整数的集合,要求元素之和为n,并且其中k-1的元素的和为完全平方数 枚举平方数,从1开始构造余下序列(贪心),需要特判最后剩下的一个数是否在之前的序列或者和n-m*m相同,然后就是++--不断判断能否返回true or false #include <cstdio> #include <cstdlib> #include <cmath> #in

qbxt Day 1 afternoon --2020.1.17 济南 主讲:李佳实 目录一览 1.二分法 2.分治 3.贪心 总知识点:基础算法 一.二分法 (1)算法分析:二分法是一种暴力枚举的优化版,它可以使时间复杂度大大减少,从而达到优化的效果.它同时又是一种典型的分治思想的应用. (2)本质:把待求解问题分为两部分,每一部分分别求解. (3)解决问题:具有单调性质的题 (4)时间复杂度:若暴力枚举要O(N),那二分需要O(log N). (5)代码框架: 整数版: ----------

题目链接 题意:n个数分别为a[i],问是否存在一组对应的b[i],b[i]=1 || b[i]=-1,使得ai*bi的n项和为0. 题解: 先证明一个结论吧,对于1≤ai≤i+1,前面ai个数一定可以凑出1~sum[i]中的任意一个数. 对于i=1显然成立,假设对于i=k结论成立,那么对于i=k+1来说,只要证明sum[k]+i,1≤i≤ak+1可以凑出来就行了. 因为sum[k]+i≥k+1,且1≤ak+1≤k+1,所以可以先选一个ak+1,剩下的0≤sum[k]+i-ak+1≤sum[k]

题意: 给n个奖池,t张彩票,q次操作. 每个奖池的奖金为pi. 每个奖池现有的彩票的数量为ai,保证ai>=1: q次操作,每次有两种,第i个奖池的现有彩票数量加一,或减一. 不允许投票的数量多于奖池数量的二分之一. 保证: n,t,q<=2e5 ai<=1000 pi<=1000 求在采用最佳策略的前提下获得奖金的期望. 思路: 首先要证明贪心的正确性,即把某张票投入某奖池之后其下一张票给期望做出的贡献要小于上一张彩票... 把式子写一下,求导,发现导数是单调递减的... 然后

题意: 有司机,下午路线,晚上路线各n个.给每个司机恰好分配一个下午路线和晚上路线. 给出行驶每条路线的时间,如果司机开车时间超过d,则要付加班费d×r. 问如何分配路线才能使加班费最少. 分析: 感觉上是要先排序,然后时间最长的路线配另一个时间最短的路线. 这里就严格证明一下这样贪心的正确性. 以两条路线为例,其他情况都是类似的: 不妨假设:A1≥A2,B1≤B2,水平线代表d 情况一: 如图,司机一要付加班费,司机二不用,如果我们将B1.B2交换: 因为B1≤B2,所以付给司机一的加班费不会

贪心...先枚举k, 然后从左往右扫一遍, 发现位置p的牛的状态不符合就将 [p, p + k ) 的牛都转身, 假如p + k - 1 已经超过了最右边牛的位置那这个k就不符合要求. 符合要求的就可以用来更新answer.这个贪心的正确性是很显然的.前p - 1头牛都已朝前, 再改动它们也做不到更优; 而要让第p头牛转身, 那就只能让[p, p + k )的牛转身. 考虑如何判断位置p的牛的状态, 我们发现p的状态与它本身和[ p - k - 1, p )这个区间内的牛的转身次数有关, 因为转