比赛-thh学长的训练赛 (Aug 16, 2018)

1.) 欧拉回路
打表找规律，打了斯特林，打了组合数，找不出，弃疗。我太蠢了，这题和前面这些东西没什么关系啊。考虑 \(n\) 个点时的完全图 \(n \cdot (n - 1) / 2\) 条边，每条边选与不选两种决策，所以可以得到神奇的数字 \(2^{n(n-1)/2}\) ，而答案就是 \(2^{(n-1)(n-2)/2}\) 。具体证的话，对于 \(n\) 个点的图，拿出一个点，把 \(n-1\) 个点胡乱连边，方案数 \(2^{(n-1)(n-2)/2}\) 。然后让单独拿出来的点与其他点连边。如果某点度数是奇度就把单独拿出来的点与这个点连一条边，否则不连。这样的话，连边方案是唯一的。可以得到：A.) 除了单独拿出来的点外，其他点的度数在连边后为偶数。同时：B.) 根据无向图性质，所有点度数之和为偶数。由 A 和 B 可以得到，单独拿出来的点的度数也为偶数。因为每个点度数都是偶数，所以这样构造的 \(n\) 个点的图含有欧拉回路。并且这样显然会不遗漏地讨论完所有方案。呼……

#include <cstdio>

typedef long long ll;

const ll MOD = 998244353ll;

ll mul(ll a, ll b)
{
    ll t = 0;
    while (b) {
        if (b & 1)
            t = (t + a) % MOD;
        b >>= 1;
        a = (a << 1) % MOD;
    }
    return t;
}

ll mont(ll a, ll b)
{
    ll t = 1;
    a %= MOD;
    while (b) {
        if (b & 1)
            t = mul(t, a);
        b >>= 1;
        a = mul(a, a);
    }
    return t;
}

int main()
{
    ll n;
    scanf("%lld", &n);
    if (n == 1) {
        printf("1\n");
        return 0;
    }
    ll ans;
    if (n & 1)
        ans = mont(mont(2, (n-1)/2), n-2);
    else
        ans = mont(mont(2, (n-2)/2), n-1);
    printf("%lld\n", ans);
    return 0;
}

2.) 乌鸦坐飞机
ljh 大佬考场上想的线段树优化建图，多么窒息的操作……我非常幸运地一眼看出考倍增，然后玄学写错爆 0 ，考完重写了一次就 A 了，暂时不知道错哪。
推一下 dp 方程 \(f_i = min\{f_j + w_i\}\) ，要求 \(j\) 在 \(i\) 到根的路径上。发现是树上极值查询，所以就是倍增啊。

#include <stdio.h>
#include <stack>
#include <cstring>
#include <vector>
#include <cmath>
#include <ctype.h>

using namespace std;

typedef long long ll;

const int _N = 320000;
const int _lgN = 21;

vector<int> G[_N];
int dad[_N][_lgN], D[_N], W[_N], depth[_N], LG[_N], N, lgN;
ll f[_N][_lgN], ans[_N];

int moveup(int p, int s)
{
    for (int i = 0; i <= lgN; ++i)
        if ((s >> i) & 1) p = dad[p][i];
    return p;
}

void dfs(int p, int d)
{
    if (p != 1) {
        depth[p] = depth[d] + 1;
        dad[p][0] = d;
        f[p][0] = ans[d];
        for (int i = 1; i <= lgN; ++i) {
            dad[p][i] = dad[dad[p][i-1]][i-1];
            f[p][i] = min(f[p][i-1], f[dad[p][i-1]][i-1]);
        }
        int x = min(D[p], depth[p]);
        int tmp = moveup(p, x-(1<<LG[x]));

        ans[p] = min(f[tmp][LG[x]], f[p][LG[x]]) + W[p];

    }

    for (int i = G[p].size()-1; i >= 0; --i) {
        int v = G[p][i];
        if (v != d) dfs(v, p);
    }
    return;
}

int main()
{
    scanf("%d", &N);
    for (int x, y, i = 1; i < N; ++i) {
        scanf("%d%d", &x, &y);
        G[x].push_back(y);
        G[y].push_back(x);
    }
    for (int i = 1; i <= N; ++i)
        scanf("%d%d", &W[i], &D[i]);
    lgN = log2(N + 0.5) + 1;
    LG[0] = -1;
    for (int i = 1; i <= N; ++i)
        LG[i] = LG[i >> 1] + 1;
    dfs(1, 0);
    int T;
    scanf("%d", &T);
    while (T--) {
        int x;
        scanf("%d", &x);
        printf("%lld\n", ans[x]);
    }
    return 0;
}

3.) 四边形上树
真是妙啊。先考虑暴力，存在四边形的充要条件是任意三边和大于第四边。枚举四边形的最长边 \(d\) ，只要有 \(a+b+c > d\) 就可以了。直接把两点路径上的点排序，然后贪心地找到比枚举的 \(d\) 小的，最大的三个数，判断是否可以作为边长构成四边形。然后就是很精妙的操作了。推理可得，要构造出连续很多个数，还要使他们总是满足 \(a+b+c \leq d\) 的话，当这些数的个数为 40 时，最大的数已经超过 int 上限了。所以对于路径长度 \(>40\) 的询问直接输出 \(Yes\) ，否则暴力排序并判断就好了。

#include <stdio.h>
#include <vector>
#include <algorithm>

const int _N = 120000;
const int X = 40;

using namespace std;

#define SC(a, b) (static_cast<a>(b))

typedef long long ll;

vector<int> G[_N];
int dad[_N], A[_N], B[_N], Bcnt, N;
bool mk[_N];

void dfs(int p)
{
    for (int i = G[p].size()-1; i >= 0; --i) {
        int v = G[p][i];
        if (v != dad[p]) {
            dad[v] = p;
            dfs(v);
        }
    }
    return;
}

int main()
{
    int T;
    scanf("%d", &N);
    for (int i = 1; i <= N; ++i)
        scanf("%d", &A[i]);
    for (int x, y, i = 1; i < N; ++i) {
        scanf("%d%d", &x, &y);
        G[x].push_back(y), G[y].push_back(x);
    }
    scanf("%d", &T);
    dfs(1);
    while (T--) {
        int ins, x, y;
        scanf("%d%d%d", &ins, &x, &y);
        if (ins == 1) {
            A[x] = y;
        } else {
            int a, i;
            for (a = x, i = 1; i <= X; ++i)
                mk[a] = 1, a = dad[a];
            for (a = y, i = 1; i <= X && !mk[a]; ++i)
                a = dad[a];
            if (!mk[a] || !a) {
                printf("Yes\n");
                for (a = x, i = 1; i <= X; ++i)
                    mk[a] = 0, a = dad[a];
                continue;
            }
            int lca = a;
            Bcnt = 0;
            for (a = x; a != lca; a = dad[a])
                B[++Bcnt] = A[a];
            for (a = y; a != lca; a = dad[a])
                B[++Bcnt] = A[a];
            B[++Bcnt] = A[lca];
            if (Bcnt < 4) {
                printf("No\n");
            } else {
                sort(B+1, B+1+Bcnt);
                for (i = 4; i <= Bcnt; ++i)
                    if (SC(ll, B[i-3])+B[i-2]+B[i-1] > SC(ll, B[i])) break;
                if (i == Bcnt+1)
                    printf("No\n");
                else
                    printf("Yes\n");
            }
            for (a = x, i = 1; i <= X; ++i)
                mk[a] = 0, a = dad[a];
        }
    }
    return 0;
}

原文地址：https://www.cnblogs.com/ghcred/p/9497341.html

时间： 2024-07-30 14:00:33

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