Comet OJ - Contest #8参赛总结——林荫
- 本人还是一如既往的菜。
- Comet OJ - Contest #X属于ACM赛制
- 六道题目难度从入门到金牌递增
本次总结给出T3,4分析与解法(5,6以后填坑)
T3:符文能量
- 1000ms,256MB
- 题目描述
米薇女王万万没有想到考德威尔男爵的真实意图。她的脑海里浮现出莱里亚的秀美山河,可惜再也回不去了。
不过所幸的是,她还有着军队和重整山河的勇气。雷纳德为米薇女王呈上了 nnn 块符文石。符文石可以帮助你更好的战斗。每个符文石拥有能量,米薇可以挑选类型相近的符文石融合并释放出能量。
形象的,我们可以把每个符文石 PiP_iPi 描述成一个二元组 (ai,bi)(a_i,b_i)(ai,bi) 。对于两个相邻的符文石 PiP_iPi 与 Pi+1 P_{i+1}Pi+1,可以把他们融合为 (ai,bi+1)(a_i,b_{i+1})(ai,bi+1) 并释放出 ai+1∗bia_{i+1}*b_iai+1∗bi 的能量。融合完的符文石会替换掉原本的两个二元组,出现在他们的位置上。米薇希望把所有的 nnn 个符文石融合成 111 个符文石。你可以以任意顺序合并相邻的两个符文石。
幸运的是,米薇找到了一个法力通天的术士,在全部融合过程前你可以选择一段连续的区间将里面的符文石精炼。即把原本的一段二元组 (ai,bi)(a_i,b_i)(ai,bi) 乘 kkk 变为 (ai⋅k,bi⋅k)(a_i cdot k,b_i cdot k)(ai⋅k,bi⋅k)。当然你也可以不选择任何区间。注意此操作必须在初始状态进行。
她希望她释放的能量尽可能小并想知道这个值是多少。
你可以结合样例解释来理解题目。
-
输入描述
第 111 行 222 个整数 nnn 与 kkk 。 代表有 nnn 块符文石,精炼符文石的倍率为kkk。
接下来 nnn 行,每行 222 个整数 aia_iai 与 bib_ibi 。描述第 iii 个符文石的属性。
- 2≤n≤1052leq nleq 10^52≤n≤105
- 0≤∣ai∣,∣bi∣,∣k∣≤2000 leq |a_i|,|b_i|,|k|leq 2000≤∣ai∣,∣bi∣,∣k∣≤200
输出描述
一个整数,释放能量的最小值
-
样例输入 1
4 -1 -1 -2 2 3 3 4 -3 5
- 样例输出 1
-25
分析:提供一种和正解不沾边的做法:观察题目可知,所给入的参数a[1]和b[n]是不参与计算的。进而可得知如果不考虑精炼的话,原始式子的答案固定,即为sum(i=1,i<n)a[i+1]*b[i]。下面开始考虑精炼的情况。
手动推导式子可以得到一个神奇的发现:如果假设精炼的区间为L,R,那么答案就是a[2]*b[1]+a[3]*b[2]+a[4]*b[3]......+a[L-1]*b[L-2]+a[L]*b[L-1]*K+a[L+1]*b[L]*K^2+a[L+2]*b[L+1]*K^2.......a[R]*b[R-1]*K^2+a[R+1]*b[R]*K+a[R+2]*b[R+1].......
然后这个问题就变成了求上述式子的最小值。
那果断DP啊。
至于方程?状态:DP[i][0]在1——i的区间内不使用精炼的最小值,DP[i][1]在1——i的区间内已经开始精炼,但是精炼未结束的最小值。DP[i][2]在1——i的区间内已经完成精炼的最小值
for(int i=1;i<n;i++) { dp[i][0]=dp[i-1][0]+sum[i]; dp[i][1]=min(dp[i-1][0]+sum[i]*k,dp[i-1][1]+sum[i]*k*k); dp[i][2]=min(dp[i-1][1]+sum[i]*k,dp[i-1][2]+sum[i]); }
标程放上!
#include<iostream> #include<cstdio> using namespace std; long long int n,k,a1,a2; long long int sum[100001]; long long int dp[100001][3]; int main() { scanf("%lld%lld",&n,&k); scanf("%lld",&a1); for(int i=1;i<n;i++) { scanf("%lld%lld",&a1,&a2); sum[i]=a1*a2; } scanf("%lld",&a1); for(int i=1;i<n;i++) { dp[i][0]=dp[i-1][0]+sum[i]; dp[i][1]=min(dp[i-1][0]+sum[i]*k,dp[i-1][1]+sum[i]*k*k); dp[i][2]=min(dp[i-1][1]+sum[i]*k,dp[i-1][2]+sum[i]); } cout<<min(dp[n-1][0],min(dp[n-1][2],dp[n-1][1])); return 0; }
T4:
题目描述
菜菜太菜,但他不想种菜。
有 nnn 块土地,每块土地有一个菜值。它们之间有 mmm 条小路,每条连接两块土地,小路只能单向通行,不存在一条小路两端连接同一块土地,但可能存在两条小路两端连接的土地分别相同。如果存在一条从土地 uuu 到土地 vvv 的小路,则称 uuu 能直接到达 vvv。
菜菜可以购买一些土地,他必须在其中选择一块建造自己的家,所购买的剩下的土地都被作为菜地。因为菜菜不想种菜,所以他希望从他家能直接到达的土地中,一块菜地也没有(如果菜菜家不能直接到达任何一块土地,这也能满足他的愿望)。
菜菜提出了 qqq 个问题,每个问题给出 L,RL,RL,R ,询问如果他购买了第 LLL 到第 RRR 块之间的所有土地,那么所有满足他愿望的建造家的选址的菜值之和是多少?
输入描述
第 111 行 333 个由空格隔开的整数 n,m,qn,m,qn,m,q ,分别表示土地的块数、小路的条数和问题的个数。
第 222 行 nnn 个由空格隔开的整数,第 iii 个数 aia_iai 表示第 iii 块土地的菜值。
接下来 mmm 行,每行 222 个由空格隔开整数 ui,viu_i,v_iui,vi,表示第 iii 条小路从第 uiu_iui 块土地通向第 viv_ivi 块土地。
接下来 qqq 行,每行 222 个由空格隔开整数 li,ril_i,r_ili,ri,表示菜菜第 iii 个问题中购买了 [li,ri][l_i,r_i][li,ri] 中的所有土地。
- 1≤n,m,q≤1061le n,m,q le 10^61≤n,m,q≤106
- 1≤ai≤3001le a_ile 3001≤ai≤300
- 1≤ui,vi≤n,ui≠vi1le u_i,v_ile n,u_i eq v_i1≤ui,vi≤n,ui�=vi
- 1≤li≤ri≤n1le l_ile r_ile n1≤li≤ri≤n。
输出描述
为了避免输出量过大,设 ansians_iansi 表示第 iii 个询问的答案。你只需要输出 111 行 111 个整数 xori=1qi×ansi{
m xor}_{i=1}^qi imes ans_ixori=1qi×ansi,即所有询问的编号与答案的乘积依次按位异或 (c++中的64位整数^
)的结果。
样例输入 1
4 2 2 3 5 10 6 1 4 2 3 2 3 1 3
样例输出 1
16
样例输入 2
5 6 3 114 29 219 231 165 5 4 1 2 1 3 5 3 3 2 3 4 2 2 1 2 4 5
样例输出 2
658
好吧我老实交待我考场上3,4都没做出来,3还想了想,4压根没看
首先分析题目,发现只有当某块地它左边直接相连的土地为L以外的点右边为R以外的点时,这块土地才可以作为菜地
记这两个直接相连的点为xi,yi(如果不存在的话xi=0,yi=n+1),所以原题求对于每一组询问[L,R],求出L<=I<=R且XI<L&&YI>R时的Val[i]之和
下面我们生成六个神奇参数:a<=i<=b,c<=xi<=d,e<=yi<=f
这样的话就可以用6个神奇参数约束出每一种情况,记作S(a,b,c,d,e,f)
答案即为S(L,R,0,L-1,R+1,n+1),但是这个鬼东西不会算啊
不虚,咱能差分
S(L,R,0,L-1,R+1,n+1)=S(L,R,0,n+1,0,n+1)-S(L,R,L,n+1,0,n+1)-S(L,R,0,n+1,0,R)+S(L,R,L,n+1,0,R)
这样的话就变成了一次枚举两个参数的二维数点
二维数点有经典做法,将所有询问离线,点和询问按第一维排序,第二维作为 下标,顺次扫描,遇到一个点将它第二维对应的位置加上它的权值,遇到一个 询问就查询对应第二维的对应的区间和,只需一个支持单点加,区间求和的数 据结构,树状数组即可胜任。