Atcoder AGC009 题解

版权声明：这篇文章的作者是个蒟蒻，没有转载价值，如果要转说一下好了 https://blog.csdn.net/litble/article/details/83176183

A - Multiple Array

从后往前考虑当前数至少要按几次按钮。

注意 $a_i=0$的情况。

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define RI register int
int read() {
    int q=0;char ch=' ';
    while(ch<'0'||ch>'9') ch=getchar();
    while(ch>='0'&&ch<='9') q=q*10+ch-'0',ch=getchar();
    return q;
}
typedef long long LL;
const int N=100005;
int n;LL ans,a[N],b[N];
int main()
{
    n=read();
    for(RI i=1;i<=n;++i) a[i]=read(),b[i]=read();
    for(RI i=n;i>=1;--i)
        if(a[i]+ans) ans=((a[i]+ans-1)/b[i]+1)*b[i]-a[i];
    printf("%lld\n",ans);
    return 0;
}

B - Tournament

将 $i$与 $a_i$相连，则构成一棵树结构。每个人必须直接打败的人就是他的儿子（啊咧？），而且要一场一场地打败。

设 $f(x)$表示以 $x$为根的子树中的每个人，想要取得这棵子树内比赛的胜利，需要打多少场比赛。则对于当前 $x$的每个儿子， $x$要一场一场地打他们，倒数第 $i$个打的人，想要继续胜利就还要打 $i$场比赛。所以我们把 $x$的儿子按照 $f(y)$排序，贪心地决定 $x$打他们的顺序即可。

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define RI register int
int read() {
    int q=0;char ch=' ';
    while(ch<'0'||ch>'9') ch=getchar();
    while(ch>='0'&&ch<='9') q=q*10+ch-'0',ch=getchar();
    return q;
}
const int N=100005;
int n,tot,h[N],ne[N],to[N],st[N],f[N];
void add(int x,int y) {to[++tot]=y,ne[tot]=h[x],h[x]=tot;}
bool cmp(int x,int y) {return x>y;}
void dfs(int x) {
    int top=0;
    for(RI i=h[x];i;i=ne[i]) dfs(to[i]);
    for(RI i=h[x];i;i=ne[i]) st[++top]=f[to[i]];
    sort(st+1,st+1+top,cmp);
    for(RI i=1;i<=top;++i) f[x]=max(f[x],st[i]+i);
}
int main()
{
    int x;n=read();
    for(RI i=2;i<=n;++i) x=read(),add(x,i);
    dfs(1),printf("%d\n",f[1]);
    return 0;
}

C - Division into Two

容易想到一种DP，就是 $f(i,0/1)$表示 $s_i$被划分到哪一个集合，并且 $s_{i+1}$被划分到另一个集合的方案数。转移就是 $f(i,0/1)= \sum f(j,1/0)$，对 $[j+1,i]$这一段之间的数两两差值大于等于 $A/B$， $s_{i+1}-s_j$大于等于 $B/A$。

那么这个寻找合法 $j$的过程我们可以优化一下，首先 $s_{i+1}-s_j$这个条件，我们可以在所有 $s$中二分一下，找到合法 $j$的最大值。而另一个条件，我们可以用RMQ来处理 $s$的差分数组在每个区间内的最小值，然后就也可以二分合法 $j$的最小值。前缀和优化转移即可做到 $O(n \log n)$。

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define RI register int
typedef long long LL;
LL read() {
	LL q=0;char ch=' ';
	while(ch<'0'||ch>'9') ch=getchar();
	while(ch>='0'&&ch<='9') q=q*10LL+(LL)(ch-'0'),ch=getchar();
	return q;
}
const int mod=1e9+7,N=100005;
const LL inf=2e18;
int n,Log[N],bin[17],f[N][2],sum[N][2];
LL X[2],a[N],mi[17][N];
int qm(int x) {return x>=mod?x-mod:x;}
void prework() {
	bin[0]=1;for(RI i=1;i<=16;++i) bin[i]=bin[i-1]<<1;
	Log[0]=-1;for(RI i=1;i<=n;++i) Log[i]=Log[i>>1]+1;
	for(RI j=1;j<=16;++j)
		for(RI i=1;i+bin[j]-1<=n;++i)
			mi[j][i]=min(mi[j-1][i],mi[j-1][i+bin[j-1]]);
}
LL getmi(int l,int r) {
	if(l>r) return inf;
	int t=Log[r-l+1];
	return min(mi[t][l],mi[t][r-bin[t]+1]);
}
int findl(int x,int o) {
	int l=0,r=x-1,mid,re=0;
	while(l<=r) {
		mid=(l+r)>>1;
		if(getmi(mid+2,x)>=X[o]) re=mid,r=mid-1;
		else l=mid+1;
	}
	return re;
}
int main()
{
	n=read(),X[0]=read(),X[1]=read();
	for(RI i=1;i<=n;++i) a[i]=read(),mi[0][i]=a[i]-a[i-1];
	prework();
	f[0][0]=f[0][1]=sum[0][0]=sum[0][1]=1;
	a[n+1]=inf;
	for(RI i=1;i<=n;++i) {
		int l=findl(i,0);
		int r=upper_bound(a+1,a+i,a[i+1]-X[1])-a-1;
		if(l<=r) f[i][0]=qm(sum[r][1]-(l?sum[l-1][1]:0)+mod);
		l=findl(i,1);
		r=upper_bound(a+1,a+i,a[i+1]-X[0])-a-1;
		if(l<=r) f[i][1]=qm(sum[r][0]-(l?sum[l-1][0]:0)+mod);
		sum[i][0]=qm(sum[i-1][0]+f[i][0]);
		sum[i][1]=qm(sum[i-1][1]+f[i][1]);
	}
	printf("%d\n",qm(f[n][0]+f[n][1]));
	return 0;
}

D - Uninity

我们逆着思维，来找最后一个将若干Uninity k-1的树连接起来的节点，然后将其删掉，在剩下那些Uninity k-1的树中重复这个操作，这就有点像一个任意选择重心点分治（题外话：随机选取重心的点分治就是XZY-点分治了）。假如我们建出分治树，题目要求的就是分治树可能的最小深度。

首先如果我们就按照点分治的方法来建立分治树，树高就是log级别的，所以这就是上界。

现在我们将分治树连根拔起，倒过来，也就是分治树上的叶子的深度为 $0$，根的深度为 $dep$。然后我们把每个节点在分治树上的深度填回原树上，记作 $v$。则两个 $v$值相同的节点之间，一定有一个 $v$值大于它们的节点。逆过来考虑，只要满足这一点，通过每次将连通块内 $v$值最大节点 $x$选出来当重心，如果发现某个剩下连通块的最大 $v$不是等于 $v(x)-1$，则将该连通块 $v$值不断全部加 $1$直到满足为止，一定可以建出合法点分树。

所以我们可以来dfs一次原树，记录每棵子树中对于某个 $v$值，到根的路径上还没有出现大于它的 $v$值的有多少个，然后贪心地决定当前点的 $v$值即可。

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define RI register int
int read() {
	int q=0;char ch=' ';
	while(ch<'0'||ch>'9') ch=getchar();
	while(ch>='0'&&ch<='9') q=q*10+ch-'0',ch=getchar();
	return q;
}
const int N=100005;
int n,tot,ans;
int h[N],ne[N<<1],to[N<<1],f[N][22];
void add(int x,int y) {to[++tot]=y,ne[tot]=h[x],h[x]=tot;}
void dfs(int x,int las) {
	for(RI i=h[x];i;i=ne[i]) {
		if(to[i]==las) continue;
		dfs(to[i],x);
		for(RI j=0;j<=20;++j) f[x][j]+=f[to[i]][j];
	}
	int p=0;
	for(RI i=20;i>=0;--i) if(f[x][i]>=2) {p=i+1;break;}
	//如果有两棵子树中有这个v值，则当前点的v值必须大于它
	while(f[x][p]) ++p;//如果f[x][p]=1，则x到那个v值为p的点之间就没有v值大于它们的点
	++f[x][p];for(RI i=0;i<p;++i) f[x][i]=0;
	ans=max(ans,p);
}
int main()
{
	int x,y;
	n=read();
	for(RI i=1;i<n;++i) x=read(),y=read(),add(x,y),add(y,x);
	dfs(1,0),printf("%d\n",ans);
	return 0;
}

E - Eternal Average

我们把这个问题写成 $k$叉树结构，一共有 $n+m$片叶子，其中 $n$片写着 $0$， $m$片写着 $1$。对于一个非叶子节点，它的值是它儿子们的值的平均数。则根节点的数就是黑板上剩下的那个数。

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假设那 $n$个 $0$的深度分别是 $x_i$， $m$个 $1$的深度分别是 $y_i$，则根节点的数就是 $\sum_{i=1}^m (\frac{1}{k})^{y_i}$。并且我们知道如果所有叶节点的数都是 $1$则根节点也是 $1$，所以 $\sum_{i=1}^m (\frac{1}{k})^{y_i}+\sum_{i=1}^n (\frac{1}{k})^{x_i}$，而若满足这个条件，一定也能构造出合法的 $k$叉树（考虑 $k$进制小数的进位，则同一深度的叶子节点一定要有 $k$个才能进以位，依此构造即可）

现在的问题转化为，有多少个 $z$满足 $z$可以写成 $m$个 $(\frac{1}{k})^y$相加的形式，而 $1-z$又可以写成 $n$个 $(\frac{1}{k})^x$相加的形式。（litble的代码里求解的是有多少个满足条件的 $1-z$，这当然也没问题）

将 $z$写成 $k$进制小数 $0.c_1c_2c_3...$，不考虑进位，则 $\sum c=m$。考虑还原进位，则可以将 $c_i$减去 $1$而将 $c_{i+1}$增加 $k$，则 $\sum c \equiv m \pmod{k-1}$。假设小数有 $len$位，则 $1-z$的位数和应该是 $(len-1)(k-1)+k-\sum c=len(k-1)-\sum c+1$。

设 $f(i,j)$表示小数点后 $i$位，每一位的和是 $j$的方案数进行DP即可。因为小数的末尾不能是0，所以当第 $i$位的末尾是否是0也应该加进状态里面。

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define RI register int
const int mod=1e9+7,N=2005;
int n,m,K,ans,f[N<<1][N][2],s[N];
int qm(int x) {return x>=mod?x-mod:x;}
int main()
{
	scanf("%d%d%d",&n,&m,&K);
	f[0][0][0]=1;
	for(RI i=1;i<=max(n,m)*2;++i) {
		s[0]=qm(f[i-1][0][0]+f[i-1][0][1]);
		for(RI j=1;j<=n;++j)
			s[j]=qm(s[j-1]+qm(f[i-1][j][0]+f[i-1][j][1]));
		for(RI j=0;j<=n;++j) {
			f[i][j][0]=qm(s[j]-s[j-1]+mod);
			if(j) f[i][j][1]=qm(s[j-1]-(j-K>=0?s[j-K]:0)+mod);
		}
		for(RI j=0;j<=n;++j)
			if(j%(K-1)==n%(K-1)&&(i*(K-1)-j+1)%(K-1)==m%(K-1)&&i*(K-1)-j+1<=m)
				ans=qm(ans+f[i][j][1]);
	}
	printf("%d\n",ans);
	return 0;
}