Educational Codeforces Round 126 (Rated for Div. 2)(ABCD)
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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Educational Codeforces Round 126 (Rated for Div. 2)(ABCD)相关的知识,希望对你有一定的参考价值。
Educational Codeforces Round 126 (Rated for Div. 2)(ABCD)
A. Array Balancing
题意:
有两个长度为n的序列a,b,相同位置下可以交换两序列元素
s
w
a
p
(
a
[
i
]
,
b
[
i
]
)
swap(a[i],b[i])
swap(a[i],b[i]),问两个序列的每相邻两位的绝对值之和最小是多少
思路:
相同下标下,小值给a,大值给b就好了
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=2e5+5;
ll n,a[30],b[30];
void solve()
scanf("%lld",&n);
for(ll i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&a[i]);
for(ll i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&b[i]);
for(ll i=1;i<=n;i++)
if(a[i]>b[i]) swap(a[i],b[i]);
ll sum=0;
for(ll i=2;i<=n;i++) sum+=abs(a[i]-a[i-1])+abs(b[i]-b[i-1]);
printf("%lld\\n",sum);
int main()
int T;scanf("%d",&T);
while(T--) solve();
return 0;
B. Getting Zero
题意:
给定一个数v,每秒数可以进行一次操作:
①v=(v+1)%32768
②v=(v*2)%32768
问v等于0的最少时间是多少
思路:
感觉跟今年沈阳的密码锁很像,我们开始记录0到每个值的最小时间,然后查询时直接输出就好了。
因为从结果开始,所以每次有三种转移情况:
①是加1过来的,所以得减1
②是乘2过来的,且小于模数,所以在保证当前是偶数的情况下除2
③是乘2过来的,但大于等于模数,所以在保证当前是偶数的情况下转移值应该是(32768+u)/2
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=2e5+5,mod=32768;
int n,dp[N];
void init()
memset(dp,-1,sizeof(dp));
dp[0]=0;
queue<int>q;
q.push(0);
while(!q.empty())
auto u=q.front(); q.pop();
int num[5];
num[1]=(u-1+mod)%mod;
num[2]=(u%2==0)?u/2:0;
num[3]=(u%2==0)?(32768+u)/2:0;
for(int i=1;i<=3;i++)
if(dp[num[i]]==-1)
dp[num[i]]=dp[u]+1;
q.push(num[i]);
void solve()
scanf("%d",&n);
for(int i=1;i<=n;i++)
int x;scanf("%d",&x);
printf("%d%c",dp[x],(i==n)?'\\n':' ');
int main()
init();
int T=1;
while(T--) solve();
return 0;
C. Water the Trees
题意:
给定长度为n的序列,奇数秒钟可以使某个元素+1,偶数秒钟可以使某个元素+2,也可以跳过该秒操作,问最少多少秒可以使得全部元素相等。
思路:
直接二分答案,最终相等的元素肯定使初始序列中的最大值mx,或最大值mx+1。
二分时。我们记录偶数秒钟和奇数秒钟出现次数,每个去判断需要的多少偶数秒钟,不足是用奇数秒钟代替,还不行就
r
e
t
u
r
n
f
a
l
s
e
;
return\\ false;
return false;,最后可以就
r
e
t
u
r
n
t
r
u
e
;
return\\ true;
return true;就好了
最后两种情况取min值
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=3e5+5;
ll n,h[N],mx;
bool cek1(ll mid)
ll ou=mid/2,ji=(mid+1)/2;
for(ll i=1;i<=n;i++)
ll cha=mx-h[i];
ll nu2=min(ou,cha/2);
cha=cha-nu2*2;
ou-=nu2;
if(ji>=cha) ji-=cha;
else return false;
return true;
bool cek2(ll mid)
ll ou=mid/2,ji=(mid+1)/2;
for(ll i=1;i<=n;i++)
ll cha=mx+1-h[i];
ll nu2=min(ou,cha/2);
cha=cha-nu2*2;
ou-=nu2;
if(ji>=cha) ji-=cha;
else return false;
return true;
void solve()
mx=0;
scanf("%lld",&n);
for(ll i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&h[i]),mx=max(mx,h[i]);
ll l1=0,r1=1e18;
while(l1<r1)
ll mid=(l1+r1)>>1;
if(cek1(mid)) r1=mid;
else l1=mid+1;
ll l2=0,r2=1e18;
while(l2<r2)
ll mid=(l2+r2)>>1;
if(cek2(mid)) r2=mid;
else l2=mid+1;
printf("%lld\\n",min(l1,l2));
int main()
int T;scanf("%d",&T);
while(T--) solve();
return 0;
D. Progressions Covering
题意:
给出长度为n的序列b。对于一个长度为n的序列a来说,每次可以选择一个长度为k的连续区间,区间从左到右每个数加分别加1,2,3…k
问最少操作多少次,使得所有位置a[i]>=b[i]
思路:
(晚点补下线段树解法)
肯定从后往前会好一点,然后每个记录后面一个对前面的贡献,注意前面区间[1,k-1]每次最多变换也只有i就好了
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=3e5+5;
ll n,k,a[N],b[N];
void solve()
scanf("%lld%lld",&n,&k);
for(ll i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&b[i]);
ll sum=0,cnt=0,now=0;
for(ll i=n;i>=1;i--)
now-=cnt;
if(i<=n-k) cnt-=a[i+k];
ll mx=min(i,k);
if(now<b[i])
ll ned=b[i]-now;
ll num=ned/mx+(ned%mx==0?0:1);
a[i]=num;
sum+=num;
cnt+=num;
now+=num*mx;
printf("%lld\\n",sum);
int main()
int T=1;
while(T--) solve();
return 0;
线段树的写法
如果写过P1438 无聊的数列,本题用线段树会十分容易。
我们知道每次修改长度为k的区间,且每个位置值从左到右满足首项是1,公差是1的等差序列。
我们用线段树维护一个差分数组,(树状数组也是可以的)
每次修改就是[l,r]就是位置r需要的修改次数ned
原序列:0 0 0 0 0 0
差分序列:0 0 0 0 0 0
等差序列:1 2 3 4 5 (ned=1)
加上等差数列后的序列:1 2 3 4 5 0
然后差分:1 1 1 1 1 -
所以我们贪心的想,从后往前维护一个差分数组,我分了两种情况。
情况1:区间[k,n]
在这种情况下,我们知道对于每个不满足条件的位置i,我们每次都可以让其加上k。所以比较跟b[i]的大小关系,然后区间修改就好了。对答案贡献全记到ans1
情况2:区间[1,k-1]
在这种情况下,我们知道对于每个不满足条件的位置i,我们每次最多让其加上i,如果加k,则左端点将超出边界,显然不符合实际情况。这个时候可以偷个懒,不用去区间修改,我们直接记录一下区间[1,k-1]内此时最多还需要多少次修改就好了。对答案贡献全记到ans2
最后答案就是ans1+ans2
//https://codeforces.com/contest/1661/problem/D 区间修改满足等差序列,用线段树维护差分数组
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=3e5+5;
ll n,k,b[N];
struct node
ll l,r;
ll add,sum;
tr[N<<2];
void pushup(ll u)tr[u].sum=tr[u<<1].sum+tr[u<<1|1].sum;
void pushdown(ll u)
auto &root=tr[u],&left=tr[u<<1],&right=tr[u<<1|1];
if(root.add)
left.sum+=(left.r-left.l+1)*root.add,left.add+=root.add;
right.sum+=(right.r-right.l+1)*root.add,right.add+=root.add;
root.add=0;
void build(ll u,ll l,ll r)
tr[u]=l,r,0,0;
if(l==r) return;
ll mid=(l+r)>>1;
build(u<<1,l,mid),build(u<<1|1,mid+1,r);
ll query(ll u,ll l,ll r)
if(l<=tr[u].l&&tr[u].r<=r) return tr[u].sum;
pushdown(u);
ll sum=0;
ll mid=(tr[u].l+tr[u].r)>>1;
if(l<=mid) sum+=query(u<<1,l,r);
if(r>mid) sum+=query(u<<1|1,l,r);
return sum;
void modify(ll u,ll l,ll r,ll k)
if(l<=tr[u].l&&tr[u].r<=r)
tr[u].add+=k;
tr[u].sum+=(tr[u].r-tr[u].l+1)*k;
return;
pushdown(u);
ll mid=(tr[u].l+tr[u].r)>>1;
if(l<=mid) modify(u<<1,l,r,k);
if(r>mid) modify(u<<1|1,l,r,k);
pushup(u);
int main()
scanf("%lld%lld",&n,&k);
for(ll i=1;i<=n;i++) scanf("%lld",&b[i]);
build(1,1,n);
ll ans1=0,ans2=0;
for(ll i=n;i>=1;i--)
ll ai=query(1,1,i);
if(ai>=b[i]) continue;
ll cha=b[i]-ai;
if(i>=k)Educational Codeforces Round 7 A
Educational Codeforces Round 7
Educational Codeforces Round 90
Educational Codeforces Round 33