\(A\)
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\(color[u]+1\equiv color[v]\pmod{3}\)，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 eg{int 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;
}原文地址：https://www.cnblogs.com/yuanquming/p/11425170.html
时间： 2024-11-08 23:41:33