题目链接:点我啊点我啊
A Birthday
思路:考虑费用流时把每个part拆成
个点,选择第
个点的代表为放置
块蛋糕和
块蛋糕的时间差,这个时间差是递增的,因此在费用流的过程中必定会从小到大选择
具体建图:左边
个点代表
个蛋糕,右边
个点代表
个part,每个part拆成
个点。源点向每个左边的点连一条流量
费用
的边,每个右边的点向汇点连一条流量
费用
的编。每个蛋糕向可以放的两个part的所有点连边,连向第
个点的费用为
,流量为
。这样求最小费用流既为答案。
B Board
把格子 染色,第 行第 列格子的颜色为 % 。那么每次操作时,必定是 种不同的颜色都有一格被操作到,因此最后任何颜色格子的和必定是相等的。因此只需要记录每种颜色格子的和,并算出缺失格子的颜色C,用其余颜色的和减去颜色C的和即可
C Circle
因为 且 ,所以把 依次放进一个环,就可以啦。答案为 。
D 土龙弟弟
下面会有一些定义。出此题是期望比赛的时候大家凭感觉得到结论,不证明。
首先题目问的是在torus上扣若干个洞,所得曲面上的闭环的同伦等价类。(定义:torus:就是我们定义的地图,形似甜甜圈。闭环:就是说土龙弟弟一天走的路径。因为会回来所以叫闭环。同伦等价类:就是一个土龙弟弟的路线可能会变换。凡是可能属于同一个土龙弟弟的两条路线就是相互同伦的。题目问的就是最少能分成多少组使得组内相互同伦。)
我们把扣掉的洞用线连起来,使得线之间不相交且按照线将曲面分割成若干简单的部分。(简单的部分:就是这一部分是你在纸上随便画个不自交的闭环得到的东西。简单是因为这一个区域中所有的闭环都同伦,因为可以缩小到很小再移动到一起。)
分割区域这一步需要小构造一下。大体思路就是每一行都画一条横的线,这线实际会被洞分割成多条线。然后有些区域是个环(即从左边走到最右边再向右回到最左边),即并非简单区域。这些区域再画一条竖线。
这样分割后,一个闭环就可以用依次穿过的线的编号组成的字符串来表示(除了记录哪条线,方向也有用。并且由于是环,字符串也是循环的。)然后消去相邻相反括号(即连续的正穿和反穿同一条线的部分。因为每个区域都是简单的,所以连续正穿和反穿中间的部分可以不断收缩直到不穿过这条线,所以消去后所得的曲线和之前是同伦的。)最后为了判断循环串相等要用最小表示法。
证明:我们要证的是同伦当且仅当消去相邻相反括号后的序列循环相等。
假设a经过消括号得到(不能再消的)
,显然a和b是同伦的,因为每一步都同伦。假设
消括号得到
。如果
和
循环相等,a和b同伦。这就证明了一半。反过来,对一个曲线做同伦变换时,只能产生或消除相邻的相反括号。所以如果
和
不等,他们又都没有相邻相反括号可以消去,它们就不可能通过产生和消除相邻相反括号相互转换,即
和
不同伦,即
和
不可能同伦。
最后注意没有洞是特殊情况。题面里除去了这种情况。其实torus上扣若干洞后的基本群总是free group,但是没扣洞时的基本群是 (平面整数格点加法群)。
E Growth
把奖励的
拿出来从小到大排序,得到
。
把奖励的
拿出来从小到大排序,得到
。
用
表示
值到达
,
值达到
时接下来每天可以得到的奖励。
其中
为满足
的奖励的总和。
用
表示
值达到
,
值达到
时已经拿到的奖励的最大值。
最后统计一下答案就可以了。
F kingdom
代表
个点时的答案,
代表若干颗树加起来,
和为
,每棵树
时,这些树的代价和最大是多少
从
到
枚举
,在
固定时枚举心腹的影响力大小更新
,然后用类似背包的思路更新
复杂度
G Matrix
个格子的重心的坐标为
。
那么其实我们只要维护
就可以了。
假设我们现在有一个顶点为
的三角形,我们想要推到顶点为
的三角形,观察两者之间的差异,会发现在推过去的过程中,其实就是删去了一个斜条,又加入了一个斜条。
同理,从
到
其实只是删去了两个斜条,加上了底上的横条,而这些关键的值都是可以通过前缀和的方法维护。
H Mountain
考虑山中最高的一座,最优操作一定是从第一座山的左下角开始不停地往上爬,然后从最高的山不停地往下爬爬到最后一座山的右下角。
所以答案为最高山的高度
。
I 清明梦超能力者黄YY
首先每条路径从LCA处分开可以拆成两条链
假设链
执行了第
次染色操作,假设
是
的祖先,那么我们在
点加入一个"插入
"的事件,在
的父亲点加入一个"删除i"的事件
然后
整颗树求解,每个点维护一个线段树。处理一个点时先合并所有儿子的线段树,然后再处理这个点上的事件,得到线段树之后询问第
大值既可得到答案。
复杂度分析:
Node* merge(Node* a, Node* b) {
if (a == NULL) return b;
if (b == NULL) return a;
a->sum += b->sum;
a->child[0] = merge(a->child[0], b->child[0]);
a->child[1] = merge(a->child[1], b->child[1]);
return a;
}
考虑以上的线段树合并,每次合并会减少一个区间。而在事件点插入、删除的时候会产生至多 个区间,因此复杂度为
J 最短路
本题十分直接。我们不断地把度数为 的点删掉,把度数为 的点收缩,最后会得到一个图,和原图的点数与边数之差相同,且新图中每个点的度数都至少是 。这就是说我们会得到一个 个点 条边以内的图。新图可以用 算法预处理所有点对之间最短路。询问时,将询问转化到新图上即可。转化时需要注意细节。
K 排序
设 是 和 的差的 。我们先假设 是 ,即 和 的奇偶性不同。这时通过适当的构造,我们可以用常数步交换任意两个奇偶互异的数字的位置。交换奇偶相同的数只要借一个和它们奇偶不同的数即可。如此我们便可交换任意两个数,即此时没有无解。下面考虑 大于 。
我们称一个数字
的低位为(
&
),高位为
减去它的低位。我们发现数组的低位是无法利用交换魔法的,只能用到加法和异或。也就是说,我们必须用加法和异或排好数组的低位。排好低位后,我们按照低位将所有数字分为若干组,每组内(和之前m为1的情况类似)是没有无解的。
现在问题只剩如何用加法和异或排好低位。可以发现,
的低位和
的低位必须完全一致且均为
到
的一个排列,否则它们无法同时通过加法和异或排好。同理
的低位也必须一致。
所以,我们只要用加法和异或排好
即可。这其实是本题的n=m且没有交换魔法的版本(因为现在超过
的加法和异或是没用的)。
在这个版本下,从升序排列只能生成
种不同的排列。这些排列可以用递归法构造:
时用一次加法即可(后面会解释为什么用加法不用异或)。
更大时,我们发现连续使用加
和异或
可以达到奇数都加
,偶数都不变的效果。这个操作实际相当于只考虑奇数且不考虑个位情况下的加
操作。这就可以提取所有奇数做递归,将所有奇数排列成任意的m/2时的可能排列。
同理,先异或
再加
起到的是偶数加
奇数不变的效果。我们相似地递归偶数部分。注意到,递归一侧时,异或操作是会影响另一侧的。奇数和偶数两侧的异或操作的异或和必须相同(因为整体考虑,异或操作其实是同时作用在奇数和偶数上的!),除了个位和最高位。(除了个位是因为我们根本不考虑个位,个位有值的异或操作只用在异或
的时候了。
除了最高位是因为最高位异或可以用奇数 操作模拟出来。)这样可以得到的排列数最多为 ,同时满足条件的排列都可以用递归法构造出来。