AtCoder Grand Contest 006 题解

传送门

(A)

咕咕

const int N=105;
char s[N],t[N];int n;
inline bool eq(R int k){fp(i,1,k)if(s[n-k+i]!=t[i])return false;return true;}
int main(){
	scanf("%d%s%s",&n,s+1,t+1);
	fd(k,n,0)if(eq(k))return printf("%d
",(n<<1)-k),0;
	return 233;
}

(B)

把(x)放在最中间，然后在它左边放一个比它大的数，右边放两个比它小的数就行了

具体证明在(D)题里

const int N=5e5+5;
int vis[N],st[N],a[N],top,n,x;
int main(){
	scanf("%d%d",&n,&x);
	if(x==1||x==(n<<1)-1)return puts("No"),0;
	puts("Yes");
	if(x!=2){
		a[n]=x,a[n-1]=x+1,a[n+1]=x-1,a[n+2]=x-2;
		vis[x]=vis[x+1]=vis[x-1]=vis[x-2]=1;
	}else{
		a[n]=x,a[n-1]=x-1,a[n+1]=x+1,a[n+2]=x+2;
		vis[x]=vis[x-1]=vis[x+1]=vis[x+2]=1;
	}
	fp(i,1,(n<<1)-1)if(!vis[i])st[++top]=i;
	fp(i,1,n-2)a[i]=st[top--];
	fp(i,n+3,(n<<1)-1)a[i]=st[top--];
	fp(i,1,(n<<1)-1)printf("%d
",a[i]);
	return 0;
}

(C)

首先，假设操作的数为(i)，左右分别为(x,y)，那么操作之后的期望位置为((2x-i+2y-i)/2=x+y-i)

设(a_i)为原数组的差分数组，那么一次操作之后等价于交换(a_i,a_{i+1})

因为(m)次操作等价于一个轮换，所以把轮换中的每个循环找出来就行了

//quming
#include<bits/stdc++.h>
#define R register
#define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i)
#define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i)
#define go(u) for(int i=head[u],v=e[i].v;i;i=e[i].nx,v=e[i].v)
template<class T>inline bool cmax(T&a,const T&b){return a<b?a=b,1:0;}
template<class T>inline bool cmin(T&a,const T&b){return a>b?a=b,1:0;}
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=1e5+5;
int a[N],id[N],sz[N],bl[N],to[N],nid[N],n,m;ll sum[N],k;
vector<int>st[N];
inline void swap(R int &x,R int &y){R int t=x;x=y,y=t;}
int main(){
//	freopen("testdata.in","r",stdin);
	scanf("%d",&n);
	fp(i,1,n)scanf("%d",&a[i]);
	fd(i,n,1)a[i]-=a[i-1],id[i]=i;
	scanf("%d%lld",&m,&k);
	for(R int i=1,x;i<=m;++i)scanf("%d",&x),swap(id[x],id[x+1]);
	fp(i,1,n)to[id[i]]=i;
	fp(i,1,n)if(!bl[i]){
		bl[i]=i,++sz[i];
		for(R int j=to[i];j!=i;j=to[j])bl[j]=i,++sz[i];
		st[i].resize(sz[i]),st[i][0]=i,nid[i]=0;
		for(R int j=to[i],c=1;j!=i;j=to[j],++c)st[i][c]=j,nid[j]=c;
	}
	fp(i,1,n)sum[st[bl[i]][(k+nid[i])%sz[bl[i]]]]=a[i];
	fp(i,1,n)sum[i]+=sum[i-1];
	fp(i,1,n)printf("%lld
",sum[i]);
	return 0;
}

(D)

首先二分答案，把大于等于(mid)的记为(1)，其余的记为(0)，那么就转化为判断顶上是(0/1)

先判断两种特殊情况，(101010.....101)，顶上必定为(1)，(0101010....010)，顶上必定为(0)

为了方便把边界去掉，也就是说看成一个(n)行(2n-1)列的网格，最终查询第一行第(n)列的值

发现有如下性质

(1.)假设有一段极长的全为(0/1)的段，记为([l,r])，且(l eq r)，那么上面所有行中([l,r])这几列将一直为(0/1)

(2.)假设有一段极长的(0/1)相间的段，记为([l,r])，且(l eq r)，那么最终会在上面的某一行形成以(p)为分界的两个区间([l,p])和([p+1,r])，且两个区间都满足性质(1)（(p)的位置取决于这个区间的奇偶性）

综上，最终所有区间都会形成满足性质(1)的区间，只要(O(n))求出所有区间的右端点，即可查询最终第一行第(n)列的值为(0/1)了

综上，总复杂度为(O(nlog n))

ps：这里也就可以说明(B)的正确性了，只要找到一组使得(mid=x)时顶上为(1)且(mid=x+1)时顶上为(0)的解即可

//quming
#include<bits/stdc++.h>
#define R register
#define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i)
#define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i)
#define go(u) for(int i=head[u],v=e[i].v;i;i=e[i].nx,v=e[i].v)
template<class T>inline bool cmax(T&a,const T&b){return a<b?a=b,1:0;}
template<class T>inline bool cmin(T&a,const T&b){return a>b?a=b,1:0;}
using namespace std;
const int N=5e5+5;
int a[N],b[N],st[N],col[N],n,t,l,r,mid,ans;
bool ck(){
	fp(i,1,n)b[i]=a[i]>=mid;
	R int top=0;bool fl1=1,fl2=1;
	fp(i,1,n)fl1&=(b[i]==(i&1)),fl2&=(b[i]!=(i&1));
	if(fl1)return true;if(fl2)return false;
	for(R int l=1,r=2;r<=n;l=r++){
		if(b[r]==b[l]){
			while(r+1<=n&&b[r+1]==b[l])++r;
			st[++top]=r,col[top]=b[l];
		}else{
			while(r+1<=n&&((r+1-l)&1)==(b[r+1]^b[l]))++r;
			if((r-l+1)&1)st[++top]=r,col[top]=b[l];
			else st[++top]=(l+r)>>1,col[top]=b[l],st[++top]=r,col[top]=b[r];
		}
	}
	assert(top);
	fp(i,1,top)if(st[i-1]<=t&&st[i]>=t)return col[i];
}
int main(){
//	freopen("testdata.in","r",stdin);
	scanf("%d",&n),t=n,n=(n<<1)-1;
	fp(i,1,n)scanf("%d",&a[i]);
	l=2,r=n-1;
	while(l<=r){
		mid=(l+r)>>1;
		ck()?(ans=mid,l=mid+1):r=mid-1;
	}
	printf("%d
",ans);
	return 0;
}

(E)

为什么我什么题都不会啊

首先，我们发现同一列的三个数永远在同一列，且只会有正序和逆序两种情况，不妨分别记为(i)和(-i)

其次，一次操作可以看成是把三个数取反，并交换间隔的两个数

那么我们把操作拆开来，一个是交换相隔的两个数（交换的过程中包括取反），一个是把某个数取反

交换相隔的数，我们显然可以把奇偶分开考虑

那么现在问题转化成给定一个排列，要把它变为有序，每一次可以交换相邻的两个数，求每一个数要交换多少次

这个可以贪心，即先把最大的搞到最后，再把次大的搞到最后……

那么每个数取反的次数，只要根据原来的情况和要交换的情况判断一下就好了

最后回到原问题，我们发现奇数的一次交换对应于偶数的一次取反

所以奇数的交换总次数要与偶数的取反总次数奇偶性相等

同理偶数的交换总次数也要和奇数的交换总次数相等

总复杂度(O(nlog n))

//quming
#include<bits/stdc++.h>
#define R register
#define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i)
#define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i)
#define go(u) for(int i=head[u],v=e[i].v;i;i=e[i].nx,v=e[i].v)
template<class T>inline bool cmax(T&a,const T&b){return a<b?a=b,1:0;}
template<class T>inline bool cmin(T&a,const T&b){return a>b?a=b,1:0;}
using namespace std;
const int N=1e5+5;
int n,a[N],b[N],c[N],f[N],g[N],id[N];
struct BIT{
	int c[N];
	inline void clr(){memset(c,0,(n+1)<<2);}
	inline void upd(R int x,R int y){for(;x<=n;x+=x&-x)c[x]+=y;}
	inline int query(R int x){R int res=0;for(;x;x-=x&-x)res+=c[x];return res;}
}t1,t2;
bool ck(){
	fp(i,1,n){
		id[i]=(a[i]-1)/3+1;
		if((i&1)!=(id[i]&1))return false;
		R int x=(id[i]-1)*3+1,y=(id[i]-1)*3+2,z=(id[i]-1)*3+3;
		if(a[i]==x&&b[i]==y&&c[i]==z){g[i]=(n<<1);continue;}
		if(a[i]==z&&b[i]==y&&c[i]==x){g[i]=(n<<1|1);continue;}
		return false;
	}
	return true;
}
int main(){
	scanf("%d",&n);
	fp(i,1,n)scanf("%d",&a[i]);
	fp(i,1,n)scanf("%d",&b[i]);
	fp(i,1,n)scanf("%d",&c[i]);
	if(!ck())return puts("No"),0;
	for(R int i=1;i<=n;i+=2)t1.upd(i,1);
	for(R int i=n-(n&1^1);i>0;i-=2){
		f[i]=t1.query(n)-t1.query(id[i])+t2.query(id[i]-1);
		t1.upd(id[i],-1),t2.upd(id[i],1);
	}
	t1.clr(),t2.clr();
	for(R int i=2;i<=n;i+=2)t1.upd(i,1);
	for(R int i=n-(n&1);i>0;i-=2){
		f[i]=t1.query(n)-t1.query(id[i])+t2.query(id[i]-1);
		t1.upd(id[i],-1),t2.upd(id[i],1);
	}
	fp(i,1,n)g[i]=(g[i]-f[i])&1;
	R int s=0,t=0;
	for(R int i=1;i<=n;i+=2)s+=g[i];
	for(R int i=2;i<=n;i+=2)t+=f[i];
	t>>=1;
	if((s&1)!=(t&1))return puts("No"),0;
	s=0,t=0;
	for(R int i=2;i<=n;i+=2)s+=g[i];
	for(R int i=1;i<=n;i+=2)t+=f[i];
	t>>=1;
	if((s&1)!=(t&1))return puts("No"),0;
	return puts("Yes"),0;
}

(F)

又做不来系列

先把一个黑点((x,y))转化成(x)到(y)的一条有向边

又因为两个弱连通块（把有向边视作无向边之后的连通块）之间互不影响，所以我们单独考虑一个弱连通块

首先，如果存在自环，那么这个点所在的整个弱连通块中所有边都会相连（包括自环）

这是因为所有和这个点存在单向边的点都会变成双向边，有双向边后又会形成自环，一直重复之后会把所有边都连起来

判断自环的话，我们把原图进行(3)染色，那么会有三种情况

• 不存在合法染色方案，那么必定有自环，答案就是该弱连通块的(size imes size)

• 存在合法染色方案，但是有一种颜色没有出现，那么无法连上任何一条边

• 否则的话，若(color[u]+1equiv color[v]pmod{3})，则((u,v))之间必有一条边，设(c[i])表示颜色为(i)的数的出现次数，则答案为(c[0] imes c[1]+c[1] imes c[2]+c[2] imes c[0])

证明的话建议感性理解一下

//quming
#include<bits/stdc++.h>
#define R register
#define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i)
#define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i)
#define go(u) for(int i=head[u],v=e[i].v;i;i=e[i].nx,v=e[i].v)
template<class T>inline bool cmax(T&a,const T&b){return a<b?a=b,1:0;}
template<class T>inline bool cmin(T&a,const T&b){return a>b?a=b,1:0;}
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=1e5+5;
struct eg{int v,nx,w;}e[N<<1];int head[N],tot;
inline void add(R int u,R int v,R int w){e[++tot]={v,head[u],w},head[u]=tot;}
int dis[N],c[3],eg,sz,fl,n,m;ll ans;
void dfs(int u,int w){
	dis[u]=w,++c[w],++sz;
	go(u){
		++eg;
		if(dis[v]==-1)dfs(v,(dis[u]+e[i].w)%3);
		else if(dis[v]!=(dis[u]+e[i].w)%3)fl=0;
	}
}
int main(){
	scanf("%d%d",&n,&m);
	for(R int i=1,u,v;i<=m;++i)scanf("%d%d",&u,&v),add(u,v,1),add(v,u,2);
	memset(dis,-1,(n+1)<<2);
	fp(i,1,n)if(dis[i]==-1){
		eg=sz=c[0]=c[1]=c[2]=0,fl=1;
		dfs(i,0);eg>>=1;
		if(fl)ans+=(!c[0]||!c[1]||!c[2]?eg:1ll*c[0]*c[1]+1ll*c[1]*c[2]+1ll*c[2]*c[0]);
		else ans+=1ll*sz*sz;
	}
	printf("%lld
",ans);
	return 0;
}