NOIPTG A组总结&T2题解

这是个惨烈的日子，让我贴一贴成绩。

嗯。这就tm很尴尬了。话说我二十分还能拿个rank4。。醉了

T1 World Tour CF666B&667D
题意：给你一些单向边，让你求出四个点，使得经过这四个点的路径尽可能的长（两点之间走最短路径，四个点不能重复，但是经过路径可以）
直接暴力spfa求出最远的两个点，然后以这两个点向外暴力求另外两个，即：
a,b,?,?
?,?,a,b
?,a,b,?
三种情况。。
然而答案不唯一，却没有spj，这tm就很尴尬了。
暴力能拿最高分（其实暴力也是会求解出多种情况的吧，为什么暴力得分就能全部拿到呢?…并不知道）。
T2 graph coloring CF662B
有一些边（无向），和一些点，不保证联通，但是每一条边有两种颜色，红或蓝，每一次操作一个点，把所有和这个点相连的路径的颜色全部翻转（红变蓝，蓝变红）求最小的操作次数使得整个图变为同一种颜色。。
比赛的时候想到用并查集维护然后dfs但是没有时间打了（都花在第一题上）。后来下来才发现题解思路有些相似。。
每一个点最多改变一次，因为改变两次等于没有变化。改变3次等于改变一次。
那么答案有两种可能，全部为红色或者蓝色。所以设两个目标状态去求。
然后我们可以发现，在一个连通分量里，只要第一个点（第一不是编号，其实随意哪一个都可以）的状态确定，剩余点的状态都可以根据这个点的状态推出，所以我们就把每一个连通分量里的第一个点设两个状态，然后分别求出整个连通分量的答案，取小的那一个加入最后的答案里。
然后把目标状态设为红蓝分别求两次，求出最小的那个就是答案。
代码：uses math;
var
n,m,k,p,tot,num,num1,ans:int64;
i,j:longint;
s:char;
go,len,next,head,bz:array[0..200000]of longint;
a,b,col:array[0..100000]of longint;
procedure add(x,y,z:longint);
begin
inc(tot);
go[tot]:=y;
len[tot]:=z;
next[tot]:=head[x];
head[x]:=tot;
end;
procedure dfs(t:longint);
var
i,x:longint;
begin
inc(ans,bz[t]);
i:=head[t];
while i<>0 do
begin
x:=bz[t] xor len[i];
if bz[go[i]]=-1 then
begin
bz[go[i]]:=x;
dfs(go[i]);
end
else if x<>bz[go[i]] then ans:=maxlongint;
i:=next[i];
end;
end;
procedure fill(t:longint);
var
i:longint;
begin
i:=head[t];
bz[t]:=-1;
while i<>0 do
begin
if bz[go[i]]<>-1 then fill(go[i]);
i:=next[i];
end;
end;
procedure solve(n,j:longint);
var
i:longint;
ans1:int64;
begin
for i:=1 to n do bz[i]:=-1;
for i:=1 to m do
if (col[i]=1)and(bz[a[i]]=-1) then
begin
ans:=0;
bz[a[i]]:=1;
dfs(a[i]);
ans1:=ans;
ans:=0;
fill(a[i]);
bz[b[i]]:=1;
bz[a[i]]:=-1;
dfs(b[i]);
inc(num,min(ans1,ans));
end;
end;
procedure qufan(var x:longint);
begin
x:=1-x;
end;
begin
readln(n,m);
for i:=1 to m do
begin
read(a[i],b[i]);
read(s);
readln(s);
if s='B' then col[i]:=1 else col[i]:=0;
add(a[i],b[i],col[i]);
add(b[i],a[i],col[i]);
end;
solve(n,1);
num1:=num;
num:=0;
for i:=1 to tot do qufan(len[i]);
for i:=1 to m do qufan(col[i]);
solve(n,2);
num:=min(num1,num);
if num=maxlongint then writeln(-1)else
writeln(num);
end.

T3等我去瞧一瞧。。