AtCoder Grand Contest 006 题解

Posted 2022-09-13 yuanquming

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\(A\)

咕咕

const int N=105;
char s[N],t[N];int n;
inline bool eq(R int k)fp(i,1,k)if(s[n-k+i]!=t[i])return false;return true;
int main()
    scanf("%d%s%s",&n,s+1,t+1);
    fd(k,n,0)if(eq(k))return printf("%d\n",(n<<1)-k),0;
    return 233;

\(B\)

把\(x\)放在最中间，然后在它左边放一个比它大的数，右边放两个比它小的数就行了

具体证明在\(D\)题里

const int N=5e5+5;
int vis[N],st[N],a[N],top,n,x;
int main()
    scanf("%d%d",&n,&x);
    if(x==1||x==(n<<1)-1)return puts("No"),0;
    puts("Yes");
    if(x!=2)
        a[n]=x,a[n-1]=x+1,a[n+1]=x-1,a[n+2]=x-2;
        vis[x]=vis[x+1]=vis[x-1]=vis[x-2]=1;
    else
        a[n]=x,a[n-1]=x-1,a[n+1]=x+1,a[n+2]=x+2;
        vis[x]=vis[x-1]=vis[x+1]=vis[x+2]=1;
    
    fp(i,1,(n<<1)-1)if(!vis[i])st[++top]=i;
    fp(i,1,n-2)a[i]=st[top--];
    fp(i,n+3,(n<<1)-1)a[i]=st[top--];
    fp(i,1,(n<<1)-1)printf("%d\n",a[i]);
    return 0;

\(C\)

首先，假设操作的数为\(i\)，左右分别为\(x,y\)，那么操作之后的期望位置为\((2x-i+2y-i)/2=x+y-i\)

设\(a_i\)为原数组的差分数组，那么一次操作之后等价于交换\(a_i,a_i+1\)

因为\(m\)次操作等价于一个轮换，所以把轮换中的每个循环找出来就行了

//quming
#include<bits/stdc++.h>
#define R register
#define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i)
#define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i)
#define go(u) for(int i=head[u],v=e[i].v;i;i=e[i].nx,v=e[i].v)
template<class T>inline bool cmax(T&a,const T&b)return a<b?a=b,1:0;
template<class T>inline bool cmin(T&a,const T&b)return a>b?a=b,1:0;
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=1e5+5;
int a[N],id[N],sz[N],bl[N],to[N],nid[N],n,m;ll sum[N],k;
vector<int>st[N];
inline void swap(R int &x,R int &y)R int t=x;x=y,y=t;
int main()
//  freopen("testdata.in","r",stdin);
    scanf("%d",&n);
    fp(i,1,n)scanf("%d",&a[i]);
    fd(i,n,1)a[i]-=a[i-1],id[i]=i;
    scanf("%d%lld",&m,&k);
    for(R int i=1,x;i<=m;++i)scanf("%d",&x),swap(id[x],id[x+1]);
    fp(i,1,n)to[id[i]]=i;
    fp(i,1,n)if(!bl[i])
        bl[i]=i,++sz[i];
        for(R int j=to[i];j!=i;j=to[j])bl[j]=i,++sz[i];
        st[i].resize(sz[i]),st[i][0]=i,nid[i]=0;
        for(R int j=to[i],c=1;j!=i;j=to[j],++c)st[i][c]=j,nid[j]=c;
    
    fp(i,1,n)sum[st[bl[i]][(k+nid[i])%sz[bl[i]]]]=a[i];
    fp(i,1,n)sum[i]+=sum[i-1];
    fp(i,1,n)printf("%lld\n",sum[i]);
    return 0;

\(D\)

首先二分答案，把大于等于\(mid\)的记为\(1\)，其余的记为\(0\)，那么就转化为判断顶上是\(0/1\)

先判断两种特殊情况，\(101010.....101\)，顶上必定为\(1\)，\(0101010....010\)，顶上必定为\(0\)

为了方便把边界去掉，也就是说看成一个\(n\)行\(2n-1\)列的网格，最终查询第一行第\(n\)列的值

发现有如下性质

\(1.\)假设有一段极长的全为\(0/1\)的段，记为\([l,r]\)，且\(l\neq r\)，那么上面所有行中\([l,r]\)这几列将一直为\(0/1\)

\(2.\)假设有一段极长的\(0/1\)相间的段，记为\([l,r]\)，且\(l\neq r\)，那么最终会在上面的某一行形成以\(p\)为分界的两个区间\([l,p]\)和\([p+1,r]\)，且两个区间都满足性质\(1\)（\(p\)的位置取决于这个区间的奇偶性）

综上，最终所有区间都会形成满足性质\(1\)的区间，只要\(O(n)\)求出所有区间的右端点，即可查询最终第一行第\(n\)列的值为\(0/1\)了

综上，总复杂度为\(O(n\log n)\)

ps：这里也就可以说明\(B\)的正确性了，只要找到一组使得\(mid=x\)时顶上为\(1\)且\(mid=x+1\)时顶上为\(0\)的解即可

//quming
#include<bits/stdc++.h>
#define R register
#define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i)
#define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i)
#define go(u) for(int i=head[u],v=e[i].v;i;i=e[i].nx,v=e[i].v)
template<class T>inline bool cmax(T&a,const T&b)return a<b?a=b,1:0;
template<class T>inline bool cmin(T&a,const T&b)return a>b?a=b,1:0;
using namespace std;
const int N=5e5+5;
int a[N],b[N],st[N],col[N],n,t,l,r,mid,ans;
bool ck()
    fp(i,1,n)b[i]=a[i]>=mid;
    R int top=0;bool fl1=1,fl2=1;
    fp(i,1,n)fl1&=(b[i]==(i&1)),fl2&=(b[i]!=(i&1));
    if(fl1)return true;if(fl2)return false;
    for(R int l=1,r=2;r<=n;l=r++)
        if(b[r]==b[l])
            while(r+1<=n&&b[r+1]==b[l])++r;
            st[++top]=r,col[top]=b[l];
        else
            while(r+1<=n&&((r+1-l)&1)==(b[r+1]^b[l]))++r;
            if((r-l+1)&1)st[++top]=r,col[top]=b[l];
            else st[++top]=(l+r)>>1,col[top]=b[l],st[++top]=r,col[top]=b[r];
        
    
    assert(top);
    fp(i,1,top)if(st[i-1]<=t&&st[i]>=t)return col[i];

int main()
//  freopen("testdata.in","r",stdin);
    scanf("%d",&n),t=n,n=(n<<1)-1;
    fp(i,1,n)scanf("%d",&a[i]);
    l=2,r=n-1;
    while(l<=r)
        mid=(l+r)>>1;
        ck()?(ans=mid,l=mid+1):r=mid-1;
    
    printf("%d\n",ans);
    return 0;

\(E\)

为什么我什么题都不会啊

首先，我们发现同一列的三个数永远在同一列，且只会有正序和逆序两种情况，不妨分别记为\(i\)和\(-i\)

其次，一次操作可以看成是把三个数取反，并交换间隔的两个数

那么我们把操作拆开来，一个是交换相隔的两个数（交换的过程中包括取反），一个是把某个数取反

交换相隔的数，我们显然可以把奇偶分开考虑

那么现在问题转化成给定一个排列，要把它变为有序，每一次可以交换相邻的两个数，求每一个数要交换多少次

这个可以贪心，即先把最大的搞到最后，再把次大的搞到最后……

那么每个数取反的次数，只要根据原来的情况和要交换的情况判断一下就好了

最后回到原问题，我们发现奇数的一次交换对应于偶数的一次取反

所以奇数的交换总次数要与偶数的取反总次数奇偶性相等

同理偶数的交换总次数也要和奇数的交换总次数相等

总复杂度\(O(n\log n)\)

//quming
#include<bits/stdc++.h>
#define R register
#define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i)
#define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i)
#define go(u) for(int i=head[u],v=e[i].v;i;i=e[i].nx,v=e[i].v)
template<class T>inline bool cmax(T&a,const T&b)return a<b?a=b,1:0;
template<class T>inline bool cmin(T&a,const T&b)return a>b?a=b,1:0;
using namespace std;
const int N=1e5+5;
int n,a[N],b[N],c[N],f[N],g[N],id[N];
struct BIT
    int c[N];
    inline void clr()memset(c,0,(n+1)<<2);
    inline void upd(R int x,R int y)for(;x<=n;x+=x&-x)c[x]+=y;
    inline int query(R int x)R int res=0;for(;x;x-=x&-x)res+=c[x];return res;
t1,t2;
bool ck()
    fp(i,1,n)
        id[i]=(a[i]-1)/3+1;
        if((i&1)!=(id[i]&1))return false;
        R int x=(id[i]-1)*3+1,y=(id[i]-1)*3+2,z=(id[i]-1)*3+3;
        if(a[i]==x&&b[i]==y&&c[i]==z)g[i]=(n<<1);continue;
        if(a[i]==z&&b[i]==y&&c[i]==x)g[i]=(n<<1|1);continue;
        return false;
    
    return true;

int main()
    scanf("%d",&n);
    fp(i,1,n)scanf("%d",&a[i]);
    fp(i,1,n)scanf("%d",&b[i]);
    fp(i,1,n)scanf("%d",&c[i]);
    if(!ck())return puts("No"),0;
    for(R int i=1;i<=n;i+=2)t1.upd(i,1);
    for(R int i=n-(n&1^1);i>0;i-=2)
        f[i]=t1.query(n)-t1.query(id[i])+t2.query(id[i]-1);
        t1.upd(id[i],-1),t2.upd(id[i],1);
    
    t1.clr(),t2.clr();
    for(R int i=2;i<=n;i+=2)t1.upd(i,1);
    for(R int i=n-(n&1);i>0;i-=2)
        f[i]=t1.query(n)-t1.query(id[i])+t2.query(id[i]-1);
        t1.upd(id[i],-1),t2.upd(id[i],1);
    
    fp(i,1,n)g[i]=(g[i]-f[i])&1;
    R int s=0,t=0;
    for(R int i=1;i<=n;i+=2)s+=g[i];
    for(R int i=2;i<=n;i+=2)t+=f[i];
    t>>=1;
    if((s&1)!=(t&1))return puts("No"),0;
    s=0,t=0;
    for(R int i=2;i<=n;i+=2)s+=g[i];
    for(R int i=1;i<=n;i+=2)t+=f[i];
    t>>=1;
    if((s&1)!=(t&1))return puts("No"),0;
    return puts("Yes"),0;

\(F\)

又做不来系列

先把一个黑点\((x,y)\)转化成\(x\)到\(y\)的一条有向边

又因为两个弱连通块（把有向边视作无向边之后的连通块）之间互不影响，所以我们单独考虑一个弱连通块

首先，如果存在自环，那么这个点所在的整个弱连通块中所有边都会相连（包括自环）

这是因为所有和这个点存在单向边的点都会变成双向边，有双向边后又会形成自环，一直重复之后会把所有边都连起来

判断自环的话，我们把原图进行\(3\)染色，那么会有三种情况

• 不存在合法染色方案，那么必定有自环，答案就是该弱连通块的\(size\times size\)

• 存在合法染色方案，但是有一种颜色没有出现，那么无法连上任何一条边

• 否则的话，若\(color[u]+1\equiv color[v]\pmod3\)，则\((u,v)\)之间必有一条边，设\(c[i]\)表示颜色为\(i\)的数的出现次数，则答案为\(c[0]\times c[1]+c[1]\times c[2]+c[2]\times c[0]\)

证明的话建议感性理解一下

//quming
#include<bits/stdc++.h>
#define R register
#define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i)
#define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i)
#define go(u) for(int i=head[u],v=e[i].v;i;i=e[i].nx,v=e[i].v)
template<class T>inline bool cmax(T&a,const T&b)return a<b?a=b,1:0;
template<class T>inline bool cmin(T&a,const T&b)return a>b?a=b,1:0;
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=1e5+5;
struct egint v,nx,w;e[N<<1];int head[N],tot;
inline void add(R int u,R int v,R int w)e[++tot]=v,head[u],w,head[u]=tot;
int dis[N],c[3],eg,sz,fl,n,m;ll ans;
void dfs(int u,int w)
    dis[u]=w,++c[w],++sz;
    go(u)
        ++eg;
        if(dis[v]==-1)dfs(v,(dis[u]+e[i].w)%3);
        else if(dis[v]!=(dis[u]+e[i].w)%3)fl=0;
    

int main()
    scanf("%d%d",&n,&m);
    for(R int i=1,u,v;i<=m;++i)scanf("%d%d",&u,&v),add(u,v,1),add(v,u,2);
    memset(dis,-1,(n+1)<<2);
    fp(i,1,n)if(dis[i]==-1)
        eg=sz=c[0]=c[1]=c[2]=0,fl=1;
        dfs(i,0);eg>>=1;
        if(fl)ans+=(!c[0]||!c[1]||!c[2]?eg:1ll*c[0]*c[1]+1ll*c[1]*c[2]+1ll*c[2]*c[0]);
        else ans+=1ll*sz*sz;
    
    printf("%lld\n",ans);
    return 0;