APIO2015&2014题解

传送门：似乎uoj都有

思路：

APIO2015：

巴厘岛的雕塑：

看到位运算，又要求结果最小，最外层肯定是个从高位到低位的按位贪心

这里有两个部分分，

task1:N<=100,1<=A<=B<=N

task2:N<=2000,A=1,1<=B<=N

先考虑task1

令sum[i]表示雕塑权值的前缀和

假设我们考虑到了第bit位

那么我们怎么知道在前面位数满足要求的前提下，当前位能否是0

DP即可

设f[i][j]表示前i个雕塑，有j个组，并且前面位数满足要求，当前位是否能为0

那么f[i][j]|=f[k][j-1]&&((nowans|(sum[i]-sum[j]))==nowans)

为了方便判断，我们先把nowans后面的位都赋成1

最后如果f[n][A--B]中有为1的，则该位可取0，继续下一位的DP

复杂度O(n^3*log(M))

对于task2，n变大了，但是有了一个限制条件，A=1

这就是说，组数没有了下限，只有上限

我们可以转变状态设计，令g[i]表示前i个，在满足前面位数满足要求的前提下，最少要多少组

转移更简单了，g[i]=min(g[j]+1)     ((nowans|(sum[i]-sum[j]))==nowans)

最后判断g[n]是否<=B即可

#include<cstdio>#include<cstring>#include<iostream>#include<algorithm>const int maxn=2010;typedef long long ll;using namespace std;int n,A,B,a[maxn],len,g[maxn];ll sum[maxn],pw[50];bool f[105][105];void work1(){ll ans=0;for (int bit=len;bit>=0;bit--){ans+=(pw[bit]-1);memset(f,0,sizeof(f)),f[0][0]=1;for (int i=1;i<=n;i++)for (int j=1;j<=i;j++){for (int k=0;k<i;k++){ll s=sum[i]-sum[k];f[i][j]|=(f[k][j-1]&&((s|ans)==ans));if (f[i][j]) break;}}bool can=0;for (int i=A;i<=B;i++) if (f[n][i]){can=1;break;}if (!can) ans++;else ans-=(pw[bit]-1);}printf("%lld\n",ans);}void work2(){ll ans=0;for (int bit=len;bit>=0;bit--){ans+=(pw[bit]-1);memset(g,63,sizeof(g)),g[0]=0;for (int i=1;i<=n;i++)for (int j=0;j<i;j++)if (((sum[i]-sum[j])|ans)==ans)g[i]=min(g[i],g[j]+1);if (g[n]<=B) ans-=(pw[bit]-1);else ans++;}printf("%lld\n",ans);}int main(){scanf("%d%d%d",&n,&A,&B);for (int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&a[i]),sum[i]=sum[i-1]+a[i];for (ll tmp=1;tmp<=sum[n];tmp<<=1) len++;pw[0]=1;for (int i=1;i<=len;i++) pw[i]=pw[i-1]<<1;if (A==1) work2();else work1();return 0;}

雅加达的摩天大楼

思路：显然是一个最短路模型

首先点数为O(n+m)，边数为O(n*m)的建图很好想

doge在一边，楼在一边

每只doge向它所在的楼连权值为0的双向边，向所有它能到的楼连权值为步数的单向边，跑一遍最短路即可

然后我们发现，每个doge连出去的边是n/p的，那么p很大时我们可以用这种暴力连边

 

那p很小时呢？

每栋楼多建出p个辅助点，相当于一栋楼的很多层，i层代表的意义是它能跳到x-i和x+i栋楼

我们发现一只doge的步长是固定的

那么这只doge只能跳到它能跳到的楼的对应层

到楼底才可以见到这栋楼的狗

因为卡空间，p的分界线设为100即可。

spfa在uoj会被卡........

bzoj可过

#include<cmath>#include<cstdio>#include<cstring>#include<iostream>#include<algorithm>const int maxb=105,maxn=30010*105,maxm=maxn*5;using namespace std;int n,m,b[30010],p[30010],dis[maxn],pre[maxm],now[maxn],son[maxm],val[maxm],tot,sz=100,S,T,q[maxn+10],head,tail,inf;bool bo[maxn];int id(int a,int b){return a*n+b;}void add(int a,int b,int c){pre[++tot]=now[a],now[a]=tot,son[tot]=b,val[tot]=c;}void spfa(){memset(dis,63,sizeof(dis)),inf=dis[0];dis[S]=head=0,bo[S]=1,q[tail=1]=S;while (head!=tail){if (++head>maxn) head=1;int x=q[head];//printf("%d %d\n",x,dis[x]);for (int y=now[x];y;y=pre[y])if (dis[son[y]]>dis[x]+val[y]){dis[son[y]]=dis[x]+val[y];if (!bo[son[y]]){if (++tail>maxn) tail=1;q[tail]=son[y],bo[son[y]]=1;}}bo[x]=0;}printf("%d\n",dis[T]==inf?-1:dis[T]);}int main(){//freopen("test.in","r",stdin);freopen("test.out","w",stdout);scanf("%d%d",&n,&m),sz=min((int)sqrt(n),100);for (int i=1;i<=m;i++) scanf("%d%d",&b[i],&p[i]),b[i]++;S=b[1],T=b[2];for (int i=1;i<=sz;i++) for (int j=1;j<=n;j++) add(id(i,j),j,0);//到了这栋楼，才可以下楼换狗for (int i=1;i<=sz;i++)for (int j=1;j<=n-i;j++){int x=id(i,j),y=id(i,j+i);add(x,y,1),add(y,x,1);//楼与楼对应层连边}for (int i=1;i<=m;i++){if (p[i]<=sz) add(b[i],id(p[i],b[i]),0);//上楼，限制步长else{for (int j=1;b[i]+j*p[i]<=n;j++) add(b[i],b[i]+j*p[i],j);//暴力连边for (int j=1;b[i]-j*p[i]>=1;j++) add(b[i],b[i]-j*p[i],j);}}spfa();return 0;}

巴邻旁之桥

三分套三分秒切此题

虽然没有精度误差，但时间上因为是两个log，log还特别大，三分已被卡飞了

我们需要更科学的方法

首先家和单位在同一侧的，直接计算答案，你们要桥有什么用啊

注意桥也有1的长度

k==1时，建在所有家和单位的中位数处即可

k==2时，可以发现对于每个人，走离家和单位的中点更近的桥不会更差（可能相同）

那么把每个人按家和单位的中点排序后，一定存在一个分解点使得中点在左边的走左边的桥，中点在右边的走右边的桥

那么左右就变成了两个K=1的情况

分别找到中位数，修桥即可

实现上用两个权值线段树

动态维护两段的中位数即可

#include<cstdio>#include<cstring>#include<iostream>#include<algorithm>typedef long long ll;#define abs(a) (a>0?a:-(a))const int maxn=200010;using namespace std;struct data{int l,r,idl,idr,v;inline ll dis(ll bri){return abs(l-bri)+abs(r-bri);}}seq[maxn];int n,K,a[maxn],tot,cnt,b[maxn];char c1[2],c2[2];ll ans;bool cmp(data a,data b){return a.v<b.v;}struct Tseg{#define ls (p<<1)#define rs ((p<<1)|1)#define mid ((l+r)>>1)int val[maxn<<2];void modify(int p,int l,int r,int x,int v){if (l==r){val[p]+=v;return;}//printf("%d %d %d %d %d\n",p,l,r,x,v);if (x<=mid) modify(ls,l,mid,x,v);else modify(rs,mid+1,r,x,v);val[p]=val[ls]+val[rs];}void modify(int x,int v){modify(1,1,tot,x,v);}int query(int p,int l,int r,int rk){if (l==r) return l;if (rk<=val[ls]) return query(ls,l,mid,rk);else return query(rs,mid+1,r,rk-val[ls]);}int query(int rk){return query(1,1,tot,rk);}#undef mid#undef ls#undef rs}T[2];void work1(){for (int i=1,l,r;i<=n;i++){scanf("%s%d%s%d",c1,&l,c2,&r);if (l>r) swap(l,r);if (c1[0]==c2[0]) ans+=(r-l);else a[++tot]=l,a[++tot]=r,ans++;//printf("%d %d\n",l,r);}sort(a+1,a+1+tot);int mid=a[tot/2];for (int i=1;i<=tot;i++) ans+=abs(a[i]-mid);printf("%lld\n",ans);}void prework(){for (int i=1;i<=cnt;i++) b[++tot]=seq[i].l,b[++tot]=seq[i].r;sort(b+1,b+1+tot);for (int i=1;i<=cnt;i++){seq[i].idl=lower_bound(b+1,b+1+tot,seq[i].l)-b;seq[i].idr=lower_bound(b+1,b+1+tot,seq[i].r)-b;}}ll getans(){ll ans0=0,ans1=0,mins=1e9+7,mid0=0,mid1;prework();for (int i=1;i<=cnt;i++) T[1].modify(seq[i].idl,1),T[1].modify(seq[i].idr,1),seq[i].v=seq[i].l+seq[i].r;sort(seq+1,seq+1+cnt,cmp),mid1=b[cnt+1];for (int i=1;i<=cnt;i++) ans1+=seq[i].dis(mid1);mins=ans1;//for (int i=1;i<=cnt;i++) printf("l=%d r=%d v=%d\n",seq[i].l,seq[i].r,seq[i].v);//printf("mins=%lld mid0=%lld mid1=%lld\n",mins,mid0,mid1);for (int i=1;i<=cnt;i++){ans1-=seq[i].dis(mid1);T[0].modify(seq[i].idl,+1),T[0].modify(seq[i].idr,+1),mid0=b[T[0].query(i)];T[1].modify(seq[i].idl,-1),T[1].modify(seq[i].idr,-1),mid1=b[T[1].query(cnt-i+1)];ans0+=seq[i].dis(mid0);mins=min(mins,ans0+ans1);}//printf("%lld\n",mins);return mins;}void work2(){for (int i=1,l,r;i<=n;i++){scanf("%s%d%s%d",c1,&l,c2,&r);if (l>r) swap(l,r);if (c1[0]==c2[0]) ans+=(r-l);else ans++,seq[++cnt]=(data){l,r};}printf("%lld\n",ans+getans());}int main(){scanf("%d%d",&K,&n);if (K==1) work1();else work2();return 0;}

APIO2014：

连珠线：

首先我们可以发现，定根后，蓝线一定是fa[i],i,son[i]的形式

那么我们枚举根，设f[i][0/1]分别表示i子树，i不是蓝线中点，是蓝线中点的最大权值

那么f[i][0]=Σmax(f[j][0],f[j][1]+val[i,j]) j是i的儿子

f[i][1]=f[i][0]+max(f[j][0]+val[i,j]-max(f[j][0],f[j][1]+val[i,j]))

表示可以选择一个连向自己的，但是要减去之前统计的

但是枚举根肯定不行

考虑怎样换根

我们发现换根时只有这两个点的f值变化，

在第一遍DP时记录f[i][0/1]转移式后面那一堆max(f[j][0]+val[i,j]-max(f[j][0],f[j][1]+val[i,j]))的最大和次大

那么我们把这两个点的值重新转移一遍

设原根是x，现在的根是y

现在y咸鱼翻身啦，它不是x的儿子了

从x中去除y的贡献，之所以要记录次大，是因为y正好为x儿子中的最大时，x此时只能由次大来转移

然后把x当做y的一个新儿子，转移一下即可

#include<cstdio>#include<cstring>#include<iostream>#include<algorithm>const int maxn=200010,maxm=maxn<<1,inf=2e9+7;using namespace std;int n,pre[maxm],now[maxn],son[maxm],tot,val[maxm],f[maxn][2],maxs[maxn],sec[maxn],deg[maxn],ans;void add(int a,int b,int c){pre[++tot]=now[a],now[a]=tot,son[tot]=b,val[tot]=c,deg[b]++;}void read(int &x){char ch;for (ch=getchar();!isdigit(ch);ch=getchar());for (x=0;isdigit(ch);ch=getchar()) x=x*10+ch-'0'; }void dfs(int x,int fa){if (deg[x]==1&&fa){f[x][0]=0,f[x][1]=-inf;return;}maxs[x]=sec[x]=-inf;for (int y=now[x];y;y=pre[y])if(son[y]!=fa){dfs(son[y],x);int tmp=max(f[son[y]][0],f[son[y]][1]+val[y]);f[x][0]+=tmp,f[x][1]+=tmp;sec[x]=max(sec[x],f[son[y]][0]+val[y]-tmp);if (sec[x]>maxs[x]) swap(sec[x],maxs[x]);}f[x][1]+=maxs[x];}void moveto(int x,int fa){ans=max(ans,f[x][0]);for (int y=now[x];y;y=pre[y])if (son[y]!=fa){int tmp=max(f[son[y]][0],f[son[y]][1]+val[y]),f0=f[x][0],f1=f[x][1];if (f[son[y]][0]+val[y]-tmp==maxs[x])f0-=tmp,f1=f1-tmp-maxs[x]+sec[x];else f0-=tmp,f1=f1-tmp;int vx=max(f0,f1+val[y]);f[son[y]][0]+=vx,f[son[y]][1]+=vx;f[son[y]][1]-=maxs[son[y]];int delta=f0+val[y]-vx;sec[son[y]]=max(sec[son[y]],delta);if (sec[son[y]]>maxs[son[y]]) swap(sec[son[y]],maxs[son[y]]);f[son[y]][1]+=maxs[son[y]];moveto(son[y],x);}}int main(){scanf("%d",&n);for (int i=1,x,y,z;i<n;i++)read(x),read(y),read(z),add(x,y,z),add(y,x,z);dfs(1,0),moveto(1,0),printf("%d\n",ans);return 0;}

回文串：

见：http://blog.csdn.net/thy_asdf/article/details/47615439

序列分割：

化一化式子，就发现是比较裸的斜率优化了

#include<cstdio>#include<cstring>#include<algorithm>#define ll long longconst int maxn=100010;using namespace std;int n,k,cnt,a[maxn],i,q[maxn],now=0,pre=1;ll f[maxn][2],sum[maxn];double slope(int i,int j){return !(sum[i]-sum[j])?1e9:1.0*((f[i][pre]-sum[i]*sum[i])-(f[j][pre]-sum[j]*sum[j]))/(double)(sum[i]-sum[j]);}void work(int x){int head=1,tail=0;for (int i=1;i<=n;i++){//printf("%I64d %d\n",sum[i],head);while (head<tail&&slope(q[head],q[head+1])>-sum[i]) head++;int j=q[head];/*printf("j%d\n",q[head]);*/f[i][now]=f[j][pre]+(sum[i]-sum[j])*sum[j];//printf("%I64d\n",sum[i]-sum[j]);while (head<tail&&slope(q[tail],q[tail-1])<slope(q[tail],i)) tail--;//printf("%d\n",tail);q[++tail]=i;}now^=1,pre^=1;}int main(){scanf("%d%d",&n,&k);for (i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&a[i]),sum[i]=sum[i-1]+a[i];for (i=1;i<=k;i++) work(i);printf("%lld\n",f[n][pre]);return 0;}