Codeforces Global Round 13

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A（水题）

题目连接
⭐

题目：
给出一个\(01\)序列，有2种操做：1.将某个位置取反；2.询问\(01\)序列中第\(k\)大的数

解析：
显然维护1的数目便可

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
/*===========================================*/

int ones = 0;
const int maxn = 1e5 + 5;
int dat[maxn];

int main() {
	int n, q, a, b;
	scanf("%d%d", &n, &q);
	for (int i = 0; i < n; ++i)
	{
		scanf("%d", &dat[i]);
		ones += dat[i];
	};
	while (q--) {
		scanf("%d%d", &a, &b);
		if (a == 1) {
			--b;
			if (dat[b])
				--ones;
			else
				++ones;
			dat[b] = 1 - dat[b];
		}
		else {
			printf("%d\n", ones >= b);
		}
	}
}

 

B（贪心）

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⭐⭐

题目：
给出一张图，由\(n(n\le100)\)行（行从1开始编号），\(10^6+1\)列组成（列从0开始编号），在所给矩阵的每一行存在一个障碍，如今能够花费\(v\)使得障碍水平移动，\(u\)使得障碍竖直移动，问若要从\((1,0)\)能够到达\((n,10^6+1)\)，最小花费是多少？
（题目所给障碍物水平移动范围不包含两端）

解析：
因为水平移动范围不包含两端，因此不会出现上下封闭的状况，那么只有一种状况下没法到达，即全部障碍造成一条连续线段，将图分割成左右两部分，在这样的状况下，分如下两种状况进行讨论：

• 若是这是一条笔直的线段，即障碍所在列所有相同，则考虑将相邻障碍物一个左移一个右移，或者将障碍物先水平移动再垂直移动到不一样行，造成空缺
• 若是不是笔直的，那么在能够在线段斜线处水平移动一次或者竖直移动一次，造成空缺

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
/*===========================================*/

int ones = 0;
const int maxn = 105;
int ob[maxn];

int main() {
	int T;
	int n, u, v;
	scanf("%d", &T);
	while (T--)
	{
		bool left = true;
		scanf("%d%d%d", &n, &u, &v);
		for (int i = 0; i < n; ++i)
			scanf("%d", &ob[i]);
		int last = 0;
		bool equ = true, line = true;
		for (int i = 1; i < n; ++i)
		{
			if (abs(ob[i] - ob[i - 1]) > 1)
			{
				line = false;
				break;
			}
			if (ob[i] != ob[i - 1])
				equ = false;
		}
		if (line) {
			if (equ)
				printf("%d", min(2 * v, u + v));
			else
				printf("%d", min(u, v));
		}
		else
			printf("%d", 0);
		printf("\n");
	}
}

 

C（思惟）

题目连接
⭐⭐⭐

题目：
给出\(n\)个蹦床，每一个蹦床有一个强度\(S_i\)，若是身处\(i\)蹦床，会跳跃至\(i+S_i\)处，且每次蹦床被踩压后，强度会\(-1\)，但至多减至1，如今能够从任意位置起跳，每次跳跃直到无蹦床能够踩压为止，问将全部蹦床强度降至\(1\)，所最少须要的游戏次数

解析：

1. 假设从\(i\)蹦床出发，他只会对\(\ge i\)的部分产生影响，因此若是全要降为\(1\)，则须要从前到后的遍历蹦床，并将其强度减到\(1\)为止
2. 这就要求维护一个\(t\)数组，统计\(i\)以前的蹦床跳跃时对\(i\)的影响，显然仍须要跳跃的次数为\(\max(S_i-1-t_i,0)\)
3. 将\(i\)位置的强度降为\(1\)，则会踩压到\(i+2,i+3,...,i+S_i\)的全部蹦床，即所属\(t\)均要加\(1\)
4. 同时也不难发现，可能因为受以前影响的踩压次数过多（未遍历到\(i\)之前，\(S_i\)已经降为\(1\)了），就能够传递给下一个蹦床，即\(t[i+1]=\max(t_i-S_i+1,0)\)

注意：

1. 答案须要开\(long\ long\)存储
2. 第\(i\)号蹦床对后序的影响，即\(+1\)过程，能够用差分数组维护

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 5e3 + 5;
int dat[maxn];
int t[maxn];
long long ret;

int main() {
	int T,n;
	scanf("%d", &T);
	while (T--) {
		ret = 0;
		scanf("%d", &n);
		for (int i = 0; i < n; ++i)
			scanf("%d", &dat[i]);
		memset(t, 0, sizeof(t));
		for (int i = 0; i < n; ++i) {
			int x = max(0, dat[i] - 1 - t[i]);
			ret += x;
			int end = min(n - 1, i + dat[i]);
			for (int j = i + 2; j <= end; ++j)
				++t[j];
			t[i + 1] += max(t[i] - dat[i] + 1, 0);
		}
		printf("%lld\n", ret);
	}
}

 

D（思惟+位运算）

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⭐⭐⭐

题目：
规定若是\(u\&v=v\)，则\(u\)可达\(u+v\)，如今给出\(u,v\)，问是否能够从\(u\)到\(v\)

解析：

1. 若是\(u\rightarrow v\)，则\(u<v\)是显然的
2. 不难发现对于任意一个\(u\)，对于全部\(u\)可达点的中间变量\(v'\)，知足：\(v'\)中若是位数为1，则必有\(u\)中对应位也为\(1\)，而\(u+v'\)可使得\(1\)的位置向左移，如1101+0001=1110，且在\(1\)连续的状况下，能够选择性的消除任意个多余的\(1\)，例如0111+0001=1000，或0111+0101=1100
3. 那么对于所给出的\(u\)与\(v\)只要保证每一个\(v\)的每一位的右边位置，\(u\)的\(1\)比\(v\)多，则就能够经过不断左移或消除\(1\)，得到所须要的\(v\)序列。换句话说即每一个\(v\)中，位为\(1\)的右边位上还含有若干个未被抵消（使用）的\(u\)的1

附：

• \(+v'\)操做确定不会使得\(u+v'>v\)缘由在于，对于每一个\(v\)若是有1，则他的右边\(u\)存在不少1，这两段二进制代码的差必定是大于等于1的，如100000与0011010
• 若是当前\(u\)位也存在1，则能够将这些多余的1放在后续中被消除，这是必定能完成的。由于初始时保证\(u\le v\)，若是两者\(1\)的数目不等，则必然存在\(v\)的一个最高位使得\(v\)中有\(1\)，而\(u\)终没有

 

E（暴力+分治+树）

题目连接
⭐⭐⭐⭐⭐

题目：
规定\(Fib-tree\)必须知足如下条件

• 顶点数为\(Fibonacci数\)
• 只有一个顶点或者能够经过消除某条边将树分割成两个\(Fib-tree\)

如今给出树的边，问是不是一个\(Fib-tree\)

解析：

1. 首先对顶点数进行断定是否为\(Fibonacci数\)

2. 如若这个树能够分割成两个子\(Fib-tree\)，则必定能确定两个子树的顶点数为\(fib[k-1],fib[k-2]\)，同时也能够证实，若是存在多条（最多两条，由树的定义可知）能够分割的边，则消除任意一条可行边不会影响结果
   证实：若是存在两条边分割子树顶点数为\(fib[k-1],fib[k-2]\)，若是使用某一条可行边将其分割，另外一条可行边必定是在\(fib[k-1]\)对应的子树中，会将\(fib[k-1]\)分割为\(fib[k-2],fib[k-3]\)，因此两条边是等价的
   

3. 这样的状况下，构建一个\(getSize\)函数获取以某个点为根，子树的大小，若是子树大小为\(fib[k-1]\)或者\(fib[k-2]\)则考虑分割这条边，而后进行递归性的处理便可

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

const int maxn = 2e5 + 5;
vector<int> fib;
typedef pair<int, bool> P;
vector<P> e[maxn];
int siz[maxn];
int n;

void no() { printf("NO"); exit(0); }

void getSize(int u, int fa) {
	siz[u] = 1;
	for (auto& i : e[u]) {
		if (i.second || i.first == fa) continue;
		getSize(i.first, u);
		siz[u] += siz[i.first];
	}
}

void cutEdge(int u, int fa, int k, int& pu, int& pv, int& kd) {
	for (auto& i : e[u]) {
		if (pu) return;
		if (i.second || i.first == fa) continue;
		if (siz[i.first] == fib[k - 1] || siz[i.first] == fib[k - 2]) {
			pu = u, pv = i.first;
			kd = siz[i.first] == fib[k - 1] ? k - 1 : k - 2;
			return;
		}
		cutEdge(i.first, u, k, pu, pv, kd);
	}
}

void Check(int u, int k) {
	if (k <= 1) return;
	getSize(u, 0);
	int pu = 0, pv = 0, kd = 0;
	cutEdge(u, 0, k, pu, pv, kd);
	if (!pu) no();
	for (auto& i : e[pu])
		if (i.first == pv) i.second = true;
	for (auto& i : e[pv])
		if (i.first == pu) i.second = true;
	Check(pv, kd);
	Check(pu, 2 * k - 3 - kd);
}

int main() {
	int u, v;
	scanf("%d", &n);
	fib.push_back(1), fib.push_back(1);;
	while (fib.back() < n)
		fib.push_back(fib[fib.size() - 1] + fib[fib.size() - 2]);
	for (int i = 1; i < n; ++i) {
		scanf("%d%d", &u, &v);
		e[u].push_back(P(v, false));
		e[v].push_back(P(u, false));
	}
	if (fib.back() != n) no();
	Check(1, fib.size() - 1);
	printf("YES");
}