A - Leyland Number (abc320 A)
题目大意
给定\(a,b\)，输出 \(a^b + b^a\)。
解题思路
因为数不超过\(10\)，可以直接用 pow计算然后转成\(int\)。不会有精度损失。
神奇的代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using LL = long long;
int main(void) {
ios::sync_with_stdio(false);
cin.tie(0);
cout.tie(0);
int a, b;
cin >> a >> b;
cout << int(pow(a, b) + pow(b, a)) << '\n';
return 0;
}
B - Longest Palindrome (abc320 B)
题目大意
给定一个字符串\(s\)，求长度最长的回文串。
解题思路
因为长度只有\(100\)，可以直接枚举子串，然后暴力判断是不是回文串（翻转后是否和自身相同），复杂度为 \(O(n^3)\)。
数据范围大的话可以用Manachar算法\(O(n)\)。
神奇的代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using LL = long long;
int main(void) {
ios::sync_with_stdio(false);
cin.tie(0);
cout.tie(0);
string s;
cin >> s;
int ans = 0;
auto ok = [&](int l, int r) {
string a = s.substr(l, r - l + 1);
string b = a;
reverse(b.begin(), b.end());
return a == b;
};
for (int i = 0; i < s.size(); ++i)
for (int j = i; j < s.size(); ++j) {
if (ok(i, j))
ans = max(ans, j - i + 1);
}
cout << ans << '\n';
return 0;
}
C - Slot Strategy 2 (Easy) (abc320 C)
题目大意
给定\(n=3\)排灯，以及三个长度都为\(m\)的数字串，表示每一时刻，每盏灯依次循环地显示这些数字。
对于某一时刻，你最多只能按一个按钮，从而让一盏灯停下来。当然你可以什么都不操作。
问最终让三盏灯停下来时显示的数字都一样，需要的最短时间。
解题思路
考虑最朴素的做法，首先枚举最终情况下，显示的数字是什么，有\(10\)种情况。
然后考虑这三排灯按按钮的顺序，同样枚举这个顺序，有 \(3!\)种情况。
确定了数字和按按钮的顺序，剩下的就是模拟，只看一盏灯，然后出现这个数字时就按按钮，时间复杂度是 \(O(m)\)。
最终的时间复杂度是\(O(n! \times 10nm)\)
神奇的代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using LL = long long;
const int inf = 1e9;
int main(void) {
ios::sync_with_stdio(false);
cin.tie(0);
cout.tie(0);
int m;
cin >> m;
array<string, 3> s;
for (auto& i : s)
cin >> i;
int ans = 1e9;
for (int i = 0; i <= 9; ++i) {
array<int, 3> id{};
iota(id.begin(), id.end(), 0);
do {
int cur = 0;
int tot = 0;
for (auto& j : id) {
if (s[j].find(i + '0') == string::npos) {
tot = inf;
break;
}
while (s[j][cur] - '0' != i) {
cur = (cur + 1) % m;
++tot;
}
cur = (cur + 1) % m;
++tot;
}
ans = min(ans, tot);
} while (next_permutation(id.begin(), id.end()));
}
if (ans == inf)
ans = 0;
cout << ans - 1 << '\n';
return 0;
}
D - Relative Position (abc320 D)
题目大意
二维平面，有\(n\)个人，其中第一个人在原点。
给定 \(m\)条信息 \((a,b,x,y)\)，表示第 \(b\)个人的位置是 \(a_x + x, a_y + y\)。其中\(a_x,a_y\)表示第 \(a\)个人的位置。
问每个人的位置，或告知不确定。
解题思路
初始只有第一个人的位置确定。那么所有与第一个人相关的信息的其他人的位置都能确定。
有更多的人的位置确定了，那么与这些人相关的信息的更多的人的位置都可以确定。
这感觉上就像是一个关系网，从第一个人往外传播，遍及到能遍及到的人。
这就是一张图，我们根据这些信息建立一张无向图，然后从\(1\)号点开始 \(BFS\)，确定中间每个人的位置。
未遍历到的点就是位置不确定的人。
神奇的代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using LL = long long;
int main(void) {
ios::sync_with_stdio(false);
cin.tie(0);
cout.tie(0);
int n, m;
cin >> n >> m;
vector<vector<array<int, 3>>> edge(n);
for (int i = 0; i < m; ++i) {
int a, b, x, y;
cin >> a >> b >> x >> y;
--a, --b;
edge[a].push_back({b, x, y});
edge[b].push_back({a, -x, -y});
}
queue<int> team;
vector<int> ok(n);
vector<array<LL, 2>> pos(n, {0, 0});
ok[0] = 1;
team.push(0);
while (!team.empty()) {
auto u = team.front();
team.pop();
for (auto& [v, x, y] : edge[u]) {
if (!ok[v]) {
pos[v] = {pos[u][0] + x, pos[u][1] + y};
ok[v] = 1;
team.push(v);
}
}
}
for (int i = 0; i < n; ++i) {
if (ok[i])
cout << pos[i][0] << ' ' << pos[i][1] << '\n';
else
cout << "undecidable" << '\n';
}
return 0;
}
E - Somen Nagashi (abc320 E)
题目大意
给定\(n\)个人，从左到右。
有 \(q\)个事件，每个事件形如 \((t, w, s)\)，表示第 \(t\)时刻，当前最左边的人可以获得 \(w\)的分数，然后离开，直到 \(t+s\)时刻回来。
问最后每个人的分数。
解题思路
朴素的思想就是每一时刻迭代，但时刻高达\(10^9\)。注意到有很多时刻都是无事发生的，因此我们只用考虑有事件发生的，即有人离开和有人回来。
问题需要维护两个信息，一个是最左边的人的标号（就是当前最小的标号），以及何时会有人回来这一事件的发生。
注意到每次都是剔除标号最小的人，以及获取的标号最小的人，因此可以用一个优先队列维护当前还在的人的标号，是个小根堆。
至于维护有人何时会回来这一事件，注意到这个事件是有一个发生时间\(t+s\)，而我们是按照时间流逝依次处理的，因此我们可以用另一个优先队列维护这些时间，这样就可以动态插入新的事件，通过时间从小到大排序，以及当前时刻就能判断事件是否发生。
两个优先队列模拟这个过程即可。
神奇的代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using LL = long long;
int main(void) {
ios::sync_with_stdio(false);
cin.tie(0);
cout.tie(0);
int n, m;
cin >> n >> m;
priority_queue<int> team;
for (int i = 0; i < n; ++i)
team.push(-i);
priority_queue<array<int, 2>> event;
vector<LL> ans(n);
for (int i = 0; i < m; ++i) {
int t, w, s;
cin >> t >> w >> s;
while (!event.empty() && -event.top()[0] <= t) {
auto [_, u] = event.top();
event.pop();
team.push(-u);
}
if (!team.empty()) {
int u = -team.top();
team.pop();
ans[u] += w;
event.push({-(t + s), u});
}
}
for (auto& i : ans)
cout << i << '\n';
return 0;
}
F - Fuel Round Trip (abc320 F)
题目大意
一维数轴，从\(0\)出发到 \(x_n\)，再折返回来。
开车，油箱容量 \(h\)，一距离消耗一单位汽油，有 \(n-1\)个加油站 ，对于第\(i\)个加油站，其位于 \(x_i\)，可花\(p_i\)元加油 \(f_i\)单位汽油，但不能超过\(h\)，超过部分则不要了，且花费价格不变 。
问出发再折返回来，消耗的最小钱数。注意一个加油站只能使用一次，这意味着如果过去用了，折返回来时不能再用了。
解题思路
本题有几个特别的地方，一个是油箱有上限，一个是加油是全加，另一个是有折返，加油站只能用一次。
如果没有加油站只能用一次的情况，注意到\(n\)和 \(h\)只有 \(300\)。
考虑爆搜时的状态信息，我们可以保留 \(dp[i][j]\)表示到达第 \(i\)个加油站，此时还剩下 \(j\)升汽油的最小花费。然后枚举在第 \(i-1\) 个加油站时的汽油状态，考虑当前加油站是否加油，转移即可。
但是这个状态在返程时会有问题，因为对于第\(i\)个加油站能否加油，取决于去时是否加油，但这在状态里，这一信息没有保留下来。而记录每个加油站的使用状态，这是个指数级的状态，不行。
考虑棘手的地方，就是返程时到达了第\(i\)个加油站，此时无法做决策，因为我不知道来时，在第 \(i\)个加油站的状态。而如果我能一次就考虑第\(i\)个加油站，来回这两次的加油状态，就不会有上述问题。
思考如何一次就能考虑来回两次的状态 ：即来时到达第\(i\)个加油站，此时有一个油箱量，回时到达第 \(i\)个加油站 ，也有一个油箱量。
设\(dp[i][j][k]\)表示从\(i\)个加油站出发，此时油箱量为\(j\)（该站加油前），回来时油箱量为\(k\)（该站加油后）的最小费用。那么当前加油站一来一回的最优策略， 可以从下一个加油站一来一回的最优策略转移，枚举第\(i+1\)个加油站时的状态，以及考虑当前加油站来回时是否加油即可。
最后答案就是 \(dp[0][h][*]\)的最小值。初始条件为 \(dp[n][i][i] = 0\)，其余为无穷大。
上述是 \(dp\)的整体方向，下述是一些实现细节，主要是由于油箱的上限和时间复杂度的优化。
代码里第一维是压缩掉了，实际维护的 \(dp[i][j][k][0/1]\)表示，在第 \(i\)个加油站，出发时 油箱量为\(j\)，回来时为 \(k\)，且回来时没加油/加了油的最小费用。注意这里的油箱量都是加油前的量，比如我选择出发时加了油，那么实际我转移时，容量起始为 \(min(j + f, h)\)，如果我选择回来时加了油，那么实际转移时，容量起始为 \(min(k + f, h)\)。
循环枚举的 \(j\)是从第 \(i\)个加油站出发时的油量（加油前）， \(k\)是从第 \(i+1\)个加油站回来时的油量（加油后）。
这样在转移时直接通过路程来计算 去到\(i+1\)时 油量和回到\(i\)时的油量，不然如果枚举的都是第 \(i\)个加油站的状态的话，如果回来时加油了，且 \(k\)为 \(h\)，要从\(i+1\)转移过来，这要考虑它的加油前的状态 ，分别有\(h, h - 1, h - 2, ..., h - f\)，这又会有 \(O(h)\)的状态要枚举。
新增的 \(0/1\)状态也是为了能够转移而加上的。
于是代码看着就比较复杂了（但是大方向是上述的三维\(dp\)，应该会有更优美的实现方式。
神奇的代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using LL = long long;
const int inf = 1e9;
int main(void) {
ios::sync_with_stdio(false);
cin.tie(0);
cout.tie(0);
int n, h;
cin >> n >> h;
vector<int> pos(n + 1, 0);
for (int i = 1; i <= n; ++i)
cin >> pos[i];
vector<array<int, 2>> info(n + 1, {0, 0});
for (int i = 1; i < n; ++i) {
cin >> info[i][0] >> info[i][1];
}
vector<vector<array<int, 2>>> dp(h + 1,
vector<array<int, 2>>(h + 1, {inf, inf}));
for (int i = 0; i <= h; ++i)
dp[i][i][0] = 0;
for (int i = n - 1; i >= 0; --i) {
vector<vector<array<int, 2>>> dp2(
h + 1, vector<array<int, 2>>(h + 1, {inf, inf}));
int dis = pos[i + 1] - pos[i];
auto [p, f] = info[i];
auto [np, nf] = info[i + 1];
for (int j = 0; j <= h; ++j) {
for (int k = 0; k <= h; ++k) {
if (j - dis >= 0 && k - dis >= 0)
dp2[j][k - dis][0] =
min(dp2[j][k - dis][0], dp[j - dis][k][0]);
if (j - dis >= 0 && min(k + nf, h) - dis >= 0)
dp2[j][min(k + nf, h) - dis][0] =
min(dp2[j][min(k + nf, h) - dis][0], dp[j - dis][k][1]);
if (min(j + f, h) - dis >= 0 && k - dis >= 0)
dp2[j][k - dis][0] = min(dp2[j][k - dis][0],
dp[min(j + f, h) - dis][k][0] + p);
if (min(j + f, h) - dis >= 0 && min(k + nf, h) - dis >= 0)
dp2[j][min(k + nf, h) - dis][0] =
min(dp2[j][min(k + nf, h) - dis][0],
dp[min(j + f, h) - dis][k][1] + p);
if (j - dis >= 0 && k - dis >= 0)
dp2[j][k - dis][1] =
min(dp2[j][k - dis][1], dp[j - dis][k][0] + p);
if (j - dis >= 0 && min(k + nf, h) - dis >= 0)
dp2[j][min(k + nf, h) - dis][1] = min(
dp2[j][min(k + nf, h) - dis][1], dp[j - dis][k][1] + p);
}
}
dp.swap(dp2);
}
int ans = inf;
for (int i = 0; i <= h; ++i)
ans = min(ans, dp[h][i][0]);
if (ans == inf)
ans = -1;
cout << ans << '\n';
return 0;
}
一觉醒来想到了更优美的写法，同样是设\(dp[i][j][k]\)表示从\(i\)个加油站出发，此时油箱量为\(j\)（该站加油前），回来时油箱量为\(k\)（该站加油后）的最小费用。注意到去时的油箱要考虑加油前的，回是要考虑加油后的。至于原因，可以分别考虑加油前后的共四种情况，会发现某些情况可能会转移式不一样，某些可能转移的复杂度会更高。
循环枚举的 \(j\)是从第 \(i\)个加油站出发时的油量（加油前），\(k\)是回到第 \(i\)个加油站的油量（加油前）。
这样转移时对于第\(i+1\)个加油站的情况就可以唯一确定了。转移式就更简洁一点，
注意枚举的\(k\)并不是 \(dp\)式的 \(k\)的意义，如果是加油后的话，再计算第 \(i+1\)个加油站的情况时，可能是 \(k-f+dis\)，也可能是 \(k-1+dis\)，因为加油是 \(min(k+f, h)\)。这会新增一个 \(O(n)\)的复杂度。
神奇的代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
using LL = long long;
const int inf = 1e9;
int main(void) {
ios::sync_with_stdio(false);
cin.tie(0);
cout.tie(0);
int n, h;
cin >> n >> h;
vector<int> pos(n + 1, 0);
for (int i = 1; i <= n; ++i)
cin >> pos[i];
vector<array<int, 2>> info(n + 1, {0, 0});
for (int i = 1; i < n; ++i) {
cin >> info[i][0] >> info[i][1];
}
vector<vector<int>> dp(h + 1, vector<int>(h + 1, inf));
for (int i = 0; i <= h; ++i)
dp[i][i] = 0;
for (int i = n - 1; i >= 0; --i) {
vector<vector<int>> dp2(h + 1, vector<int>(h + 1, inf));
int dis = pos[i + 1] - pos[i];
auto [p, f] = info[i];
for (int j = 0; j <= h; ++j) {
for (int k = 0; k <= h; ++k) {
// 不加油
if (j - dis >= 0 && k + dis <= h)
dp2[j][k] = min(dp2[j][k], dp[j - dis][k + dis]);
// 去时加油
if (min(j + f, h) - dis >= 0 && k + dis <= h)
dp2[j][k] =
min(dp2[j][k], dp[min(j + f, h) - dis][k + dis] + p);
// 回时加油
if (j - dis >= 0 && k + dis <= h)
dp2[j][min(k + f, h)] =
min(dp2[j][min(k + f, h)], dp[j - dis][k + dis] + p);
}
}
dp.swap(dp2);
}
int ans = *min_element(dp[h].begin(), dp[h].end());
if (ans == inf)
ans = -1;
cout << ans << '\n';
return 0;
}
G - Slot Strategy 2 (Hard) (abc320 G)
题目大意
给定\(n\)排灯，以及长度都为\(m\)的数字串，表示每一时刻，每盏灯依次循环地显示这些数字。
对于某一时刻，你最多只能按一个按钮，从而让一盏灯停下来。当然你可以什么都不操作。
问最终让\(n\)盏灯停下来时显示的数字都一样，需要的最短时间。文章来源：https://www.toymoban.com/news/detail-709997.html
解题思路
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神奇的代码
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