csp-s模拟测试41「夜莺与玫瑰·玫瑰花精·影子」

夜莺与玫瑰

题解

联赛$T1$莫比乌斯$\%\%\%$

$dead$ $line$是直线

首先横竖就是$n+m$这比较显然

枚举方向向量

首先我们枚举方向向量时只枚举右下方向,显然贡献$*2$就是所有斜着的直线

$i,j$表示当自己向右$i$个单位长度,向下$j$单位长度

我们相同斜率下只算最短的线贡献,(因为其他长度下方案数都包含在最短里面了)

我们方向向量$i$,$j$的$gcd(i,j)==1$时我们枚举的才是当前斜率最短长度,

然后考虑贡献

考虑容斥,先算出来当前长度下所有线段再减去重合的

$(n-a)*(m-b)$是总方案数,考虑重合部分

假设我们有一个4*4点阵

. . . .

我们算1,1方向向量贡献

\ \ \ .

\ \ \ \

. \ \ \

只有

\ \ \ .

\ \ \ \

. \ \ \

标蓝才有贡献,别的都是算重的

定义前趋为$x-1$ $y-1$,后继$x+1$ $y+1$

观察这些线发现符合条件就是前趋不在点阵而后继在点阵数量

例如$1$,$1$这个点$+$方向向量得到$-1$ $-1$ 和$2$ $2$

因为$-1$ $-1$不在点阵内所以是合法的

,我们把他们都提到与边界相重

看他们相减后是否在边界中即可

重复的部分就是$max((n-2*a),0)*max((m-2*b),0)$

$\sum\limits_ {a=1}^{a<=n} \sum\limits_{b=1}^{b<=m} [gcd(a,b)==1](n-a)*(m-b)-max((n-2*a),0)*max((m-2*b),0)$

这样我们还是$AC$不了$T=10000$稍巨

所以我们预处理一下,让查询变成$O(n)$的$(其实可以是O(1))然而出题人还卡空间$

把原式子拆成$(n-a)*m-(n-a)*b$每一个$gcd(a,b)==1$都会对第一个式子造成贡献,而后面那个式子就是$(n-a)*{\sum\limits_{b=1}^{b<=m} [gcd(a,b)==1] b}$

维护前缀和$tot(a,m)$表示$b=1--m所有数中$与$a$,$gcd==1$的个数和为$tot(a,m)$,

$sum(a,m)$表示$b=1--m$中所有$gcd(a,b)==1$对应$\sum\limits_{b=1}^{b<=m} [gcd(a,b)==1] b$和为$sum(a,m)$

所以式子$\sum\limits_ {a=1}^{a<=n} \sum\limits_{b=1}^{b<=m} [gcd(a,b)==1](n-a)*(m-b)$可以化为$(n-a)*(tot(a,m)*m-sum(a,m))$

后面这个式子类似

首先如果$(n-2*a)<=0$或$(m-2*b)<=0$就不用减了

所以$m-2*b>0$才可以即$b<\frac{m}{2}$

所以后面式子可以化为$(n-2*a)*(tot(a,\frac{m}{2})*m-2*sum(a,\frac{m}{2}))$

总式子就是$\sum\limits_{a=1}^{a<=n} (n-a)*(tot(a,m)*m-sum(a,m))-(n-2*a)*(tot(a,\frac{m}{2})*m-2*sum(a,\frac{m}{2}))$

单单是这样你还是$AC$不了$4000*4000$枚举$gcd$很慢,你需要递推

代码

#include<iostream>
#include<cstdio>
using namespace std;
int T,n,m,sum[4100][4100];
const int mod=1073741824;
short num[4100][4100],g[4100][4100];
int gcd(int a,int b){return b?gcd(b,a%b):a;}
int main(){for(register int i=1;i<=4001;i++){g[i][i]=g[0][i]=g[i][0]=i;for(register int j=1;j<i;j++){g[i][j]=g[j][i]=g[j][i%j];}}for(register int i=1;i<=4001;i++){for(register int j=1;j<=4001;j++){sum[i][j]=sum[i][j-1];num[i][j]=num[i][j-1];if(g[i][j]==1) sum[i][j]=(sum[i][j]+j)%mod,num[i][j]++;}}scanf("%d",&T);while(T--){scanf("%d%d",&n,&m);long long ans=0;for(register int i=1;i<n;i++){ans=(ans+(num[i][m]*m%mod-sum[i][m]%mod)*(n-i)%mod)%mod;if(2*i<n) ans=ans-(num[i][m/2]*m%mod-2*sum[i][m/2]%mod)*(n-i*2)%mod;}ans=(ans*2%mod+n+m)%mod;printf("%lld\n",(ans+mod)%mod);}
}

View Code

夜莺

玫瑰花精

题解

抱歉,题解没时间写了

对于 100%的数据
可以考虑线段树。首先我们对区间[1..n]建立一棵线段树。对于每一个节点,
维护 4 个值。分别是 l,r,mid,p。l 表示在当前结点线段树所在区间最左边的花精所在的位置,r 表示最右边的花精所在的位置。mid 表示在这个小区间[l,r]中的
两只花精之间的最长距离除以 2 后的值。p 表示取 mid 值时所在的紧邻的两只
花精的中间位置,也就是在[l,r]中的答案值。
对于 1 询问:访问线段树的第一个节点,我们比较 l-1,n-r,mid 的值哪
个更大,就选哪个,它们的答案依次是 1,n,p。假设我们求得的位置是 fairy[x]。
然后访问[fairy[x],fairy[x]]所在的线段树的叶子节点,初始化它的值,然后回溯,
进行合并。对于 tr[x].l 与 tr[x].r 可以通过两个儿子的 l,r 信息得出。对于 tr[x].mid
值,首先在左右儿子的 mid 值中去一个最大的值。其次考虑一种情况,就是夹在
两个线段之间的距离,可以通过(tr[x+x+1].l-tr[x+x].r) / 2 的值得出在于 mid
进行比较,然后 p 就随着 mid 的值的更新而更新。
对于 2 询问:访问询问花精所在的位置,直接将它的叶子节点
[fairy[x],fairy[x]]删除,然后回溯时,再做一次合并操作。

View Code

代码

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ll long long
#define A 1010101
struct tree{ll l,r,mid,ql,qr,p;
}tr[A];
ll n,m;
ll in[A];
void built(ll x,ll l,ll r){tr[x].l=l,tr[x].r=r;if(l==r){return ;}ll mid=(l+r)>>1;built(x<<1,l,mid);built(x<<1|1,mid+1,r);
}
void update(ll x){
//    printf("ql=%lld qr=%lld\n",tr[x].ql,tr[x].qr);if(tr[x<<1].ql) tr[x].ql=tr[x<<1].ql;else  tr[x].ql=tr[x<<1|1].ql;if(tr[x<<1|1].qr) tr[x].qr=tr[x<<1|1].qr;else  tr[x].qr=tr[x<<1].qr;tr[x].mid=tr[x<<1].mid;tr[x].p=tr[x<<1].p;if(tr[x<<1].qr&&tr[x<<1|1].ql){
//        ll minn=tr[x].mid;if((tr[x<<1|1].ql-tr[x<<1].qr)/2>tr[x].mid){tr[x].mid=(tr[x<<1|1].ql-tr[x<<1].qr)>>1;tr[x].p=(tr[x<<1].qr+tr[x<<1|1].ql)>>1;
//            minn=tr[x].mid;
        }if(tr[x<<1|1].mid>tr[x].mid){tr[x].mid=tr[x<<1|1].mid;tr[x].p=(tr[x<<1|1].p);
//            minn=tr[x].mid;
        }}
//    printf("x=%lld l%lld--r%lld <<1%lld %lld |1%lld %lld区间 leftson mid=%lld mid=%lld x.mid=%lld p=%lld p=%lld p=%lld \n",x,tr[x].ql,tr[x].qr,tr[x<<1].ql,tr[x<<1].qr,tr[x<<1|1].ql,tr[x<<1|1].qr,tr[x<<1].mid,tr[x<<1|1].mid,tr[x].mid,tr[x].p,tr[x<<1].p,tr[x<<1|1].p);return ;
}
void change(ll x,ll pla,ll val){if(tr[x].l==tr[x].r){if(val==1){tr[x].ql=tr[x].l;tr[x].qr=tr[x].r;
//            printf("x=%lld l=%lld r=%lld\n",x,tr[x].l,tr[x].r);tr[x].p=0;tr[x].mid=0;return ;}else {tr[x].ql=0,tr[x].qr=0,tr[x].p=0,tr[x].mid=0;
//            printf("x=%lld ql=%lld qr=%lld\n",x,tr[x].ql,tr[x].qr);return ;}}ll mid=(tr[x].l+tr[x].r)>>1;if(mid>=pla) change(x<<1,pla,val);else change(x<<1|1,pla,val);update(x);
}
int main(){scanf("%lld%lld",&n,&m);built(1,1,n);for(ll i=1,opt,a,b;i<=m;i++){scanf("%lld%lld",&opt,&a);if(opt==1){if(tr[1].ql==0){in[a]=1;printf("%lld\n",in[a]);change(1,in[a],1);continue ;}ll minn=-0x7ffffff;
//            printf("mid=%lld ql-1=%lld n-qr=%lld\n",tr[1].mid,tr[1].ql-1,n-tr[1].qr);if(tr[1].ql-1>minn){minn=tr[1].ql-1;in[a]=1;}if(tr[1].mid>minn){minn=tr[1].mid;in[a]=tr[1].p;}if(n-tr[1].qr>minn){minn=n-tr[1].qr;in[a]=n;}printf("%lld\n",in[a]);change(1,in[a],1);}else change(1,in[a],-1);}
}

View Code

影子

题解

以为是神仙$dp$,然后是神仙并查集,

觉得官方题解写的很明白

将所有点按照权值从大到小排序,对于当前点和比当前点权值大的点和并到一个集合内,并查集维护当前集合直径和对应端点,

合并两个并查集时当前直径可以是其中一个集合中直径或两个集合交叉取

例如集合$AEB$ $CDF$ 合并时直径可以是$A-C$ $A-D$ $B-C$ $B-D$ (交叉取)$A-B$,$C-D$(原本集合)

需要用到两点之间距离$lca$在线回答就行了

合并并查集时$ans=max(ans,直径长度*a[i])$

一个问题是当前点是否在集合内,其实并不会造成影响,你已经将点从大到小排好序了,你当前枚举如果之前出现过那么已经在之前处理过了

代码

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ll long long
#define A 500000
struct moo{ll l,r,len,fa;
}fa[A];
struct vvv{ll v,id;friend bool operator < (const vvv & a,const vvv & b){return a.v>b.v;}
}v[A];
ll dis[A],f[A][25],head[A],nxt[A],ver[A],edg[A],deep[A],va[A];
ll t,n,m,ans=0,tot=0;
void add(ll x,ll y,ll z){nxt[++tot]=head[x],head[x]=tot,ver[tot]=y,edg[tot]=z;
}
ll find(ll x){
//    printf("%lld.fa=%lld\n",x,fa[x].fa);if(x!=fa[x].fa)fa[x].fa=find(fa[x].fa);return fa[x].fa;
}
inline ll lca(ll x,ll y)
{if(deep[x]>deep[y])swap(x,y);for(ll i=t;i>=0;i--){if(deep[x]==deep[y]) break;if(deep[x]<=deep[f[y][i]]) y=f[y][i];}if(x==y) return x;for(ll i=t;i>=0;i--)if(f[x][i]!=f[y][i])x=f[x][i],y=f[y][i];return f[x][0];
}
void merge(ll x,ll y,ll edgval,ll now){ll maxx=0;x=find(fa[x].fa),y=find(fa[y].fa);fa[y].fa=x;ll l1=fa[x].l,r1=fa[x].r,l2=fa[y].l,r2=fa[y].r;ll dis1=fa[x].len,dis2=fa[y].len,dis3=dis[l1]+dis[l2]-2*dis[lca(l1,l2)],dis4=dis[l1]+dis[r2]-2*dis[lca(l1,r2)],dis5=dis[r1]+dis[l2]-2*dis[lca(r1,l2)],dis6=dis[r1]+dis[r2]-2*dis[lca(r1,r2)];if(dis2>fa[x].len){fa[x].l=l2,fa[x].r=r2;fa[x].len=dis2;}if(dis3>fa[x].len){fa[x].l=l1,fa[x].r=l2;fa[x].len=dis3;}if(dis4>fa[x].len){fa[x].l=l1,fa[x].r=r2;fa[x].len=dis4;}if(dis5>fa[x].len){fa[x].l=r1,fa[x].r=l2;fa[x].len=dis5;}if(dis6>fa[x].len){fa[x].l=r1,fa[x].r=r2;fa[x].len=dis6;}ans=max(ans,fa[x].len*va[now]);
//    printf("l1=%lld r1=%lld l2=%lld r2=%lld  dis1=%lld dis2=%lld dis3=%lld dis4=%lld dis5=%lld dis6=%lld fa[x].len*va[now]=%lld dis[l1]=%lld+dis[l2]=%lld-2*dis[lca(l1,l2)]=%lld %lld lca=%lld ve[%lld]=%lld\n",l1,r1,l2,r2,dis1,dis2,dis3,dis4,dis5,dis6,fa[x].len*va[now],dis[r1],dis[r2],2*dis[lca(r1,r2)],dis[r1]+dis[r2]-2*dis[lca(r1,r2)],lca(r1,r2),now,va[now]);
}void dfs(ll x,ll pre,ll de){deep[x]=de;for(ll i=head[x];i;i=nxt[i]){ll y=ver[i];if(y==pre) continue ;dis[y]=dis[x]+edg[i];f[y][0]=x;dfs(y,x,de+1);}
}
void mem(){memset(head,0,sizeof(head));memset(fa,0,sizeof(fa));tot=0;ans=0;
}
int main(){
//    freopen("b.in","r",stdin);
    ll T;scanf("%lld",&T);while(T--){scanf("%lld",&n);mem();t=log(n)/log(2)+1;for(ll i=1;i<=n;i++){scanf("%lld",&v[i].v);v[i].id=i;va[i]=v[i].v;fa[i].fa=i;fa[i].l=fa[i].r=i;}//    printf("n=%lld\n",n);for(ll i=1,a,b,c;i<=n-1;++i){scanf("%lld%lld%lld",&a,&b,&c);add(a,b,c),add(b,a,c);}dfs(1,0,0);f[1][0]=1;for(ll j=1;j<=t;j++)for(ll i=1;i<=n;i++)f[i][j]=f[f[i][j-1]][j-1];sort(v+1,v+n+1);for(ll i=1;i<=n;i++){ll x=v[i].id,val=v[i].v;for(ll j=head[x];j;j=nxt[j]){ll y=ver[j];if(va[y]>=va[x]){merge(x,y,edg[j],x);}}}printf("%lld\n",ans);}
}

View Code

转载于:https://www.cnblogs.com/znsbc-13/p/11494458.html