Codeforces Round #723 (Div. 2)Codeforces-1526ABCD
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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了Codeforces Round #723 (Div. 2)Codeforces-1526ABCD相关的知识,希望对你有一定的参考价值。
A. Mean Inequality
void solves()
int n;cin>>n;
n*=2;
for(int i=1;i<=n;++i) cin>>a[i];
sort(a+1,a+1+n);
int tot=0;
for(int i=1;i<=n;i+=2)
b[i]=a[++tot];
for(int i=2;i<=n;i+=2)
b[i]=a[++tot];
for(int i=1;i<=n;++i) cout<<b[i]<<" ";cout<<endl;
B. I Hate 1111
void solves()
ll x;cin>>x;
if(x<=100)
if(x%11==0)
cout<<"YES\\n";return ;
if(x<11)
cout<<"NO\\n";return ;
x*=9;
int n=x%99,m=x/99/10;
if(n<=9*m)cout<<"YES\\n";
else cout<<"NO\\n";
C1. Potions (Easy Version)
C2. Potions (Hard Version)
带悔贪心,dp应该也能做
void solves()
priority_queue<int> q;
int n;cin>>n;
ll sum=0,now=0,ans=0;
for(int i=0;i<n;++i)
cin>>now;
sum+=now;
if(now>=0) ++ans;
else q.push(-now);
while(q.size()&&sum<0)
sum+=q.top();
q.pop();
cout<<ans+q.size()<<endl;
D. Kill Anton
前置知识:1.没有学过线性代数的同学需要百度一下逆序对/逆序数的定义 2.树状数组or归并排序求逆序数 3.全排列函数next_permutation的用法
我和张老师口胡出来的引理:给定无序排列通过交换相邻两个元素后变为升序排列(∀i>j,ai≥aj),其最小交换次数为最初无序排列的逆序数。
引理的简单证明:显然,最小交换次数具体实现就是保证每一次交换都使得逆序数减小。而交换两个相邻且不同的元素只会使逆序数+1或-1。我们只需要做使逆序数不断-1的交换即可。
在探究一个无序排列1通过交换相邻元素变为另一个无序排列2的最小交换次数时,我们不妨重新给无序排列2进行人为的权重赋值,使其重新构成升序排列,再将无序排列2重新赋值后的权重一一对应回无序排列1。由此可以将问题抽象成引理的条件。
上面这段话说的可能有点抽象,我们用样例来举个栗子:
要从NNOTA变为ANTON,我们先人为给ANTON进行权重赋值
A
N
T
O
N
ANTON
ANTON
⟸
\\impliedby
⟸
N
N
O
T
A
NNOTA
NNOTA
1
2
3
4
5
2
5
4
3
1
1\\; 2 \\; 3 \\; 4 \\;5 \\qquad \\quad2 \\;\\;5\\;4\\;3\\;1
1234525431
显然【25431】的逆序数为7。
需要注意的是,由于我们需要求的是最小移动次数。所以在对NNOTA进行权重排列的时候,应该让相同的字母是按升序排序(为了让逆序数尽可能更小)(
(
1
)
^(1)
(1))。所以NNOTA的权重排列应该是【25431】而不是【52431】。
结论:存在一个最佳答案,在该答案中相同类型的元素将连续出现。
该结论的证明思路和官方题解大致相同。其实证明思路不难,只是官方的证明写得抽象,这里我们会讲得相对具体一些。
我们设一段排列为:
X
X
A
A
.
.
.
A
A
[
A
i
]
X
X
.
.
.
X
X
[
A
j
]
A
A
.
.
.
A
A
X
X
XXAA...AA[A_i]XX...XX[A_j]AA...AAXX
XXAA...AA[Ai]XX...XX[Aj]AA...AAXX ,其中X是与A不同的元素。每一个元素都有一个权值
C
k
C_k
Ck,但相同的元素的权值是升序的,这一点我们在(
(
1
)
^(1)
(1)) 中阐述过。我们分别设两个[A]的下标为i和j,即
C
i
<
C
j
C_i < C_j
Ci<Cj
(
(
2
)
)
(^(2))
((2))
我们再记
D
1
=
∑
k
=
i
+
1
j
−
1
s
g
n
(
C
k
−
C
i
)
,
D
2
=
∑
k
=
i
+
1
j
−
1
s
g
n
(
C
j
−
C
k
)
D_1=\\sum_k=i+1^j-1 sgn (C_k−C_i) \\; ,D2=\\sum_k=i+1^j-1 sgn(C_j−C_k)
D1=∑k=i+1j−1sgn(Ck−Ci),D2=∑k=i+1j−1sgn(Cj−Ck)
显然
D
1
+
D
2
≥
0
D_1+D_2≥0
D1+D2≥0。因为假设
D
1
+
D
2
<
0
D_1+D_2<0
D1+D2<0,那么存在
k
k
k使得
s
g
n
(
C
k
−
C
i
)
+
s
g
n
(
C
j
−
C
k
)
<
0
sgn(C_k-C_i)+sgn(C_j-C_k)<0
sgn(Ck−Ci)+sgn(Cj−Ck)<0,即
C
j
<
C
i
C_j<C_i
Cj<Ci,与
(
(
2
)
)
(^(2))
((2))矛盾。
我们由
D
1
+
D
2
≥
0
D_1+D_2≥0
D1+D2≥0可推出
D
1
≥
0
D_1≥0
D1≥0或
D
2
≥
0
D_2≥0
D2≥0。不失一般性,我们假设
D
1
≥
0
D_1≥0
D1≥0。
当
D
1
≥
0
D_1≥0
D1≥0时,意味着
[
A
i
]
[A_i]
[Ai]和
[
A
j
]
[A_j]
[Aj]之间的(j-i-1)个元素中,与
[
A
i
]
[A_i]
[Ai]构成逆序对的个数≥与
[
A
j
]
[A_j]
[Aj]构成逆序对的个数,此时我们将
[
A
j
]
[A_j]
[Aj]移动到i+1的位置上,只会使总的逆序数可能增大(
D
1
=
0
D_1=0
D1=0时逆序数不变,>0时逆序数增大),而不会使得总的逆序数减小。为了使得排列的逆序数更大且方便解题,我们尽可能地将相同的元素排列在一起。
当相同的元素排列在一起时,由于最多只有4个不同的元素,所以最多有4!=24种排列方式,可以直接枚举。我们通过枚举最多24种排列的逆序数来确定最大的那个解,复杂度应该可能是O(24*nlogn)
#pragma GCC optimize(2)
#include<bits/stdc++.h>
#define ll long long
#define endl '\\n'
const int N=2e5+7Codeforces Round #723 (Div. 2)Codeforces-1526ABCD
Codeforces Round #723 (Div. 2)Codeforces-1526ABCD
Codeforces Round #723 (Div. 2)
Codeforces Round #723 (Div. 2), A. Mean Inequality