清北学堂Day4
?
（1）第一題
財富(treasure)
Time Limit:1000ms?? Memory Limit:128MB
題目描述
LYK有n個小伙伴。每個小伙伴有一個身高hi。
這個游戲是這樣的，LYK生活的環(huán)境是以身高為美的環(huán)境，因此在這里的每個人都羨慕比自己身高高的人，而每個人都有一個屬性ai表示它對身高的羨慕值。
這n個小伙伴站成一列，我們用hi來表示它的身高，用ai來表示它的財富。
每個人向它的兩邊望去，在左邊找到一個最近的比自己高的人，然后將ai朵玫瑰給那個人，在右邊也找到一個最近的比自己高的人，再將ai朵玫瑰給那個人。當然如果沒有比自己身高高的人就不需要贈送別人玫瑰了。也就是說一個人會給0,1,2個人玫瑰（這取決于兩邊是否有比自己高的人）。
每個人都會得到若干朵玫瑰（可能是0朵），LYK想知道得了最多的玫瑰的那個人得了多少玫瑰。(然后嫁給他>3<)
輸入格式(treasure.in)
??? 第一行一個數(shù)n表示有n個人。
??? 接下來n行，每行兩個數(shù)hi,ai。
輸出格式(treasure.out)
??? 一個數(shù)表示答案。
輸入樣例
3
4 7
3 5
6 10
輸出樣例
12
樣例解釋
第一個人會收到5朵玫瑰，第二個沒人送他玫瑰，第三個人會收到12朵玫瑰。
數(shù)據(jù)范圍
對于50%的數(shù)據(jù)n<=1000,hi<=1000000000。
對于另外20%的數(shù)據(jù)n<=50000，hi<=10。
對于100%的數(shù)據(jù)1<=n<=50000,1<=hi<=1000000000。1<=ai<=10000。
這道題從某種程度上來說是道一眼題。因為一眼就能看出O(n^2)的做法。但作為一個有追求的人，我還是認真的思考了一下有沒有O(n)的辦法，畢竟O(n^2)估計不能A。但后來也沒想出來，所以就……嗯。
我的代碼（沒想到竟然拿滿了，大概是數(shù)據(jù)有點弱）：
1 #include <iostream> 2 #include <cmath> 3 #include <cstring> 4 #include <cstdio> 5 #include <cstdlib> 6 #include <algorithm> 7 using namespace std; 8 long long a[50101],h[50101]; 9 long long sum[50101]; 10 int main() 11 { 12 13 freopen("treasure.in","r",stdin); 14 freopen("treasure.out","w",stdout); 15 16 int n; 17 scanf("%d",&n); 18 long long minn=1000000005,maxn=0; 19 for(int i=1;i<=n;i++) 20 { 21 scanf("%lld%lld",&h[i],&a[i]); 22 minn=min(minn,h[i]); 23 maxn=max(maxn,h[i]); 24 } 25 for(int i=1;i<=n;i++) 26 { 27 if(a[i]==maxn) continue; 28 if(a[i]==minn) {sum[i-1]+=a[i];sum[i+1]+=a[i];continue;} 29 for(int j=i-1;j>0;j--) 30 { 31 if(h[j]>h[i]) {sum[j]+=a[i];break;} 32 } 33 for(int j=i+1;j<=n;j++) 34 { 35 if(h[j]>h[i]) {sum[j]+=a[i];break;} 36 } 37 } 38 long long ans=0; 39 for(int i=1;i<=n;i++) ans=max(ans,sum[i]); 40 printf("%lld",ans); 41 //system("pause"); 42 return 0; 43 } a后來老師講了O(n)的做法。然而好像有點沒聽懂……代碼如下 ： ?@周老師
（2）第二題
正方形(square)
Time Limit:1000ms?? Memory Limit:128MB
題目描述
在一個10000*10000的二維平面上，有n顆糖果。
LYK喜歡吃糖果！并且它給自己立了規(guī)定，一定要吃其中的至少C顆糖果！
事與愿違，LYK只被允許圈出一個正方形，它只能吃在正方形里面的糖果。并且它需要支付正方形邊長的價錢。
LYK為了滿足自己的求食欲，它不得不花錢來圈一個正方形，但它想花的錢盡可能少，你能幫幫它嗎？
輸入格式(square.in)
??? 第一行兩個數(shù)C和n。
??? 接下來n行，每行兩個數(shù)xi,yi表示糖果的坐標。
輸出格式(square.out)
??? 一個數(shù)表示答案。
輸入樣例
3 4
1 2
2 1
4 1
5 2
輸出樣例
4
樣例解釋
選擇左上角在(1,1)，右下角在(4,4)的正方形，邊長為4。
數(shù)據(jù)范圍
對于30%的數(shù)據(jù)n<=10。
對于50%的數(shù)據(jù)n<=50。
對于80%的數(shù)據(jù)n<=300。
對于100%的數(shù)據(jù)n<=1000。1<=xi,yi<=10000。
我就是兩兩的枚舉端點，然后用這兩個端點擴出一個最小的正方形，之后搜一遍里面有多少點。如果點數(shù)夠了，就與當前的ans比較，保留小的。但是只過了兩個點，其他的都結(jié)果錯誤。可能是因為我默認正方形的左上角（或右上角）有一顆糖框住，但其實不一定。
我的代碼：
1 #include <iostream> 2 #include <cmath> 3 #include <cstring> 4 #include <cstdio> 5 #include <cstdlib> 6 #include <algorithm> 7 using namespace std; 8 int n,C; 9 int xz,yz,xy,yy; 10 int maxn; 11 struct point 12 { 13 int x,y; 14 bool operator <(const point&o)const 15 { 16 if(x<o.x) return true; 17 else if(x==o.x && y<o.y) return true; 18 else return false; 19 } 20 }a[1010]; 21 void make_square(int i,int j) 22 { 23 maxn=0; 24 maxn=max(abs(a[j].y-a[i].y)+1,abs(a[j].x-a[i].x)+1); 25 //cout<<maxn<<endl; 26 if(a[i].y<=a[j].y) {xz=a[i].x;yz=a[i].y;xy=xz+maxn-1;yy=yz+maxn-1;} 27 else 28 { 29 xz=a[i].x;yz=a[i].y-maxn+1; 30 xy=a[i].x+maxn-1;yy=a[i].y; 31 } 32 } 33 bool check() 34 { 35 int cnt=0; 36 for(int i=1;i<=n;i++) 37 { 38 if(a[i].x>=xz && a[i].x<=xy && a[i].y>=yz && a[i].y<=yy) cnt++; 39 if(cnt>=C) break; 40 } 41 if(cnt>=C) return true; 42 else return false; 43 } 44 45 int main() 46 { 47 freopen("square.in","r",stdin); 48 freopen("square.out","w",stdout); 49 scanf("%d%d",&C,&n); 50 for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d%d",&a[i].x,&a[i].y); 51 sort(a+1,a+n+1); 52 //for(int i=1;i<=n;i++) cout<<a[i].x<<" "<<a[i].y<<endl; 53 int ans=10005; 54 for(int i=1;i<n;i++) 55 { 56 for(int j=i+1;j<=n;j++) 57 { 58 make_square(i,j); 59 if(check()) ans=min(ans,maxn); 60 } 61 } 62 printf("%d",ans); 63 //system("pause"); 64 return 0; 65 } b正解思路：
1.正方形的上、下、左、右一定有和糖果貼在一起的。不然會浪費。
因此我們可以枚舉上下左，之后找一個合適的右邊。最后再把這個長方形擴成正方形。
------------------------------插播：離散化---------------------------
1 Struct node{int x,y;}t[10005]; 2 In cmp(node I,node j) {i.y<j.y;} 3 4 For(int i=1;i<=n;i++) cin>>a[i]; 5 For(int i=1;i<=n;i++) t[i].x=I,t[i].y=a[i]; 6 Sort(t+1,t+n+1,cmp); 7 For(int i=1;i<=n;i++) 8 { 9 If(t[i].y!=t[i-1].y) now++; 10 P[now]=a[t[i],x]; 11 A[t[i].x]=now; 12 }【例子】：
離散前：3 3 1 5
離散后：2 2 1 3
由此可見，離散化的作用是縮小空間。正好適用于這道題（由原來的10000*10000變?yōu)閚*n的大小，二維空間大大縮小）
--------------------------------插播結(jié)束--------------------------------
算法改進：枚舉上邊和下邊。左邊為1的情況下，右邊是什么隨著左邊向右移動，右邊也一定向右移動。
左邊至多移動n次，右邊也至多移動n次，總共2n次
O（n^3）
繼續(xù)改進：
我們發(fā)現(xiàn)，本題答案是連續(xù)的。即，如果邊長為x可行，邊長為x+1也可行（至少覆蓋C個糖果）；假如x不可行，x-1也不可行。
由此可知，我們可以二分答案。
L,r判斷mid是否可行 --->正常的二分
之后，
枚舉上邊在哪里，下邊的位置是固定的。哪些糖果被夾在這段區(qū)間中? O(n)
再之后
左邊為1的情況下，右邊是什么
隨著左邊向右移動，右邊也一定向右移動。
左邊至多移動n次，右邊也至多移動n次，總共2n次?? O(n)
?
P.s:也可以用前綴和來做
標程：
1 #include <cmath> 2 #include <cstdio> 3 #include <cstdlib> 4 #include <iostream> 5 #include <algorithm> 6 using namespace std; 7 struct node {int x,y;} a[1005]; 8 int C,n,L,R,mid,b[1005],o,i; 9 int cmp(node i,node j) {return i.x<j.x;} 10 int CMP(int i,int j) {return i<j;} 11 bool WORK(int l,int r) 12 { 13 if (r-l+1<C) return false; o=0; 14 for (int i=l; i<=r; i++) b[++o]=a[i].y; 15 sort(b+1,b+o+1,CMP); 16 for (int i=C; i<=o; i++) 17 if (b[i]-b[i-C+1]<=mid) return true; 18 return false; 19 } 20 bool OK(int x) 21 { 22 int l=1; 23 for (int i=1; i<=n; i++) //枚舉上邊 24 { 25 if (a[i].x-a[l].x>x) 26 { 27 if (WORK(l,i-1)) return true; 28 while (a[i].x-a[l].x>x) l++; 29 } 30 } 31 if (WORK(l,n)) return true; 32 return false; 33 } 34 int main() 35 { 36 freopen("square.in","r",stdin); 37 freopen("square.out","w",stdout); 38 scanf("%d%d",&C,&n); 39 for (i=1; i<=n; i++) 40 scanf("%d%d",&a[i].x,&a[i].y); 41 sort(a+1,a+n+1,cmp); 42 L=0; R=10000; mid=(L+R)/2; 43 while (L<=R) //二分答案 44 { 45 if (OK(mid)) {R=mid-1; mid=(L+R)/2;} else 46 { 47 L=mid+1; 48 mid=(L+R)/2; 49 } 50 } 51 cout<<L+1; 52 return 0; 53 } bstd（3）第三題這是不是我第一次決定把第三題也寫下來...
追逐(chase)
Time Limit:1000ms?? Memory Limit:128MB
題目描述
這次，LYK以一個上帝視角在看豹子賽跑。
在一條無線長的跑道上，有n只豹子站在原點。第i只豹子將在第ti個時刻開始奔跑，它的速度是vi/時刻。
因此在不同的時刻，這n只豹子可能在不同的位置，并且它們兩兩之間的距離也將發(fā)生變化。
LYK覺得眼光八方太累了，因此它想找這么一個時刻，使得最遠的兩只豹子的距離盡可能近，當然這不能是第0時刻或者第0.01時刻。它想知道的是最遲出發(fā)的豹子出發(fā)的那一刻開始，離得最遠的兩只豹子在距離最小的時候這個距離是多少。
當然這個時刻不僅僅可能發(fā)生在整數(shù)時刻，也就是說可能在1.2345時刻這個距離最小。
輸入格式(chase.in)
??? 第一行一個數(shù)n。
??? 接下來n行，每行兩個數(shù)分別是ti和vi。
輸出格式(chase.out)
??? 輸出一個數(shù)表示答案，你只需保留小數(shù)點后兩位有效數(shù)字就可以了。
輸入樣例
3
1 4
2 5
3 7
輸出樣例
0.33
樣例解釋
在第5+2/3這個時刻，第一只豹子在18+2/3這個位置，第二只豹子在18+1/3這個位置，第三只豹子在18+2/3這個位置，最遠的兩只豹子相距1/3的距離，因此答案是0.33。
數(shù)據(jù)范圍
對于20%的數(shù)據(jù)n=2。
對于20%的數(shù)據(jù)n=3
對于60%的數(shù)據(jù)n<=100。
對于80%的數(shù)據(jù)n<=1000。
對于100%的數(shù)據(jù)n<=100000，1<=vi,ti<=100000。
這道題本來是棄了，后來發(fā)現(xiàn)20%還是很好寫的。然后就寫了一下。結(jié)果迷之運行時錯誤。（所以代碼就不放了）
正解思路：
假如一條直線代表一只豹砸
?
可以分別描出每一時刻離原點最近和最遠的豹砸
?
綠色部分就是他們的差，題目要求找的就是最短的綠線。
易證綠色的只會在交點處最小
60分算法:求出所有交點，然后再求每只豹砸
?
?
排除掉跑得慢又跑的晚的豹子后，我們發(fā)現(xiàn)斜率大的豹子占據(jù)右邊一段
用單調(diào)棧實現(xiàn)
?
如圖，三條斜率不同的線段最后的上凸殼是紫色部分。也就是說，在這種情況下，每遇到一個交點上凸殼方向就會改變。
?
下凸殼同理：對于兩只豹子，一只跑得慢且后跑，一只跑得快一開始就跑。我們保留前面那只。
上凸殼流程：
標程（可以說是很可怕了）：
1 #include<cstdio> 2 #include<cstring> 3 #include<cstdlib> 4 #include<cmath> 5 #include<iostream> 6 #include<algorithm> 7 8 using namespace std; 9 const long double INF=(long double)1000000000*10; 10 long double L,R,mid,ans,hh[100005]; 11 int r,rr,i,n,MAX,X,Y,cnt,vv[100005],vv2[100005]; 12 struct node2 {int t; long double l;} s[200005],S[200005]; 13 struct node {int t,v;} t[100005]; 14 int cmp(node i,node j) {return i.v<j.v || i.v==j.v && i.t>j.t;} 15 struct Node {long double x;int y,z;} p[200005]; 16 int CMP(Node i,Node j) {return i.x<j.x;} 17 long double work(int x,long double y) {return (long double)t[x].v*y-hh[x];} 18 int main() 19 { 20 freopen("chase.in","r",stdin); 21 freopen("chase.out","w",stdout); 22 while (1) 23 { 24 scanf("%d",&n); 25 // if (n==0) return 0; 26 MAX=0; 27 for (i=1; i<=n; i++) 28 { 29 scanf("%d%d",&t[i].t,&t[i].v); 30 MAX=max(MAX,t[i].t); 31 } 32 sort(t+1,t+n+1,cmp); int MIN=t[n].t; 33 for (i=n-1; i>=2; i--) 34 { 35 if (t[i].t>MIN) vv[i]=1; else 36 MIN=t[i].t,vv[i]=0; 37 } 38 for (i=1; i<=n; i++) hh[i]=(long double)t[i].t*t[i].v; 39 r=1; s[1].l=MAX; s[1].t=1; s[2].l=INF; vv[n]=0; 40 for (i=2; i<=n; i++) 41 if (!vv[i]) 42 { 43 while (r && work(i,s[r].l)>=work(s[r].t,s[r].l)) r--; 44 if (!r) {r=1; s[1].l=MAX; s[1].t=i; continue;} 45 L=s[r].l; R=s[r+1].l; mid=(L+R)/2.0; 46 for (int I=1; I<=80; I++) 47 { 48 if (work(i,mid)>=work(s[r].t,mid)) {R=mid; mid=(L+R)/2.0;} else {L=mid; mid=(L+R)/2.0;} 49 } 50 s[++r].l=mid; s[r].t=i; s[r+1].l=INF; 51 } 52 rr=1; S[1].l=MAX; S[2].l=INF; S[1].t=n; 53 MIN=t[1].t; 54 for (i=2; i<n; i++) 55 if (t[i].t<MIN) vv2[i]=1; else 56 MIN=t[i].t,vv2[i]=0; 57 for (i=n-1; i>=1; i--) 58 if (!vv2[i]) 59 { 60 while (rr && work(i,S[rr].l)<=work(S[rr].t,S[rr].l)) rr--; 61 if (!rr) {rr=1; S[1].l=MAX; S[1].t=i; continue;} 62 L=S[rr].l; R=S[rr+1].l; mid=(L+R)/2.0; 63 for (int I=1; I<=80; I++) 64 { 65 if (work(i,mid)<=work(S[rr].t,mid)) {R=mid; mid=(L+R)/2.0;} else {L=mid; mid=(L+R)/2.0;} 66 } 67 S[++rr].l=mid; S[rr].t=i; S[rr+1].l=INF; 68 } 69 cnt=0; 70 for (i=1; i<=r; i++) {p[++cnt].x=s[i].l; p[cnt].y=1; p[cnt].z=s[i].t;} 71 for (i=1; i<=rr; i++) {p[++cnt].x=S[i].l; p[cnt].y=0; p[cnt].z=S[i].t;} 72 sort(p+1,p+cnt+1,CMP); X=Y=0; ans=INF; //X是上凸指針Y是下凸指針 73 for (i=1; i<=cnt; i++) //遇到上凸X動，遇到下凸Y動 74 { 75 if (p[i].y==1) X=p[i].z; else Y=p[i].z; 76 // printf("%.5f\n",(double)p[i].x); 77 if (X && Y) ans=min(ans,work(X,p[i].x)-work(Y,p[i].x)); 78 } 79 printf("%.2f\n",fabs((double)ans)); 80 return 0; 81 } 82 } cstd今日專題——圖論
圖論
??????????????????????????? ——算法簡單，難點在于構(gòu)圖
l? 競賽圖：任意兩個人（點）打一場比賽，由贏的向輸?shù)倪B一條邊。
l? 鄰接表的實現(xiàn)：
cin>>u>>v; (u->v)
f[u][++f[u][0]]=v;
?
f[u][0]表示u連出去能到幾個點
f[u][i]表示u連出去第i個點是啥
?
l? 鄰接表的好處：在遍歷一個點能連向哪些點時，復雜度是出度，而不是O(n)
l? 鄰接矩陣的好處：判斷一條邊是否存在，查詢一條邊的權值，復雜度是O(1)
l? 邊表（前向星）：
cin>>u>>v;
o++;
e[o]=v;? (u->v)? 之前u還指向過一些點 head[u]來表示起點為u的邊編號最大的那個編號是多少
next[o]=head[o]?? 當u處理完連向v的這條邊之后，下一次處理的邊編號是多少
head[u]=o;
?
便利u為起點，能連向哪些點
For(int i=head[u];i!=0;)
?
l? 拓撲排序
給定一張拓撲圖，求1號點走到n號點的方案總數(shù)
?
令dp[i]表示從1號點走到i號點的方案總數(shù)
有dp[i]=xigma(dp[j]) (j->i)
枚舉i時，按照拓撲序進行枚舉
Dp[n]就是答案
?
l? 最短路
（1）令dis[i]表示當前u到i的最短路是多少。
（2）將dis[u]=0,dis[i]=inf(i!=u)。
（3）尋找最小的dis[x]且x曾經(jīng)沒被找到過。
（4）若x=v，輸出答案并退出。
（5）枚舉x的所有邊，用dis[x]去更新其余dis[]，回到步驟②。
時間復雜度為n^2。
使用范圍：不存在負權邊。
2. SPFA（poj1502）
?
l? 并查集
?
一行并查集(實現(xiàn)了路徑壓縮)：
Int getf(int x) {return f[x]=x?f[x]:f[x]=getf(f[x]);}?? //不斷找father
?
l? 最小生成樹
1.Prim：一開始隨便找一個點當做集合中點，每次找一條最短的邊，要求這條邊鏈接的兩個點，一個在集合中，一個不在集合中。把連接的另一個點和這條邊加入到集合中。
2.kruskal：對邊權進行排序，每次加入后判斷是否存在環(huán)，若不存在環(huán)，則加入（并查集實現(xiàn)）
?
l? 二分圖（不存在奇環(huán)，即有奇數(shù)個點的環(huán)）
二分圖染色：（col[i]=1->i這個點染成黑色 col[i]=2->i這個點染成白色 col[i]=0->i這個點還未被染色）
Vector <int> v[N];
Void dfs(int x,int y)
{
Col[x]=y;
For(int i=0;i<v[x].size();i++)
{
??? If(!col[v[x][i]]) dfs(v[x][i],3-y);
If(col[v[x][i]]==col[x]) FLAG=true;? //如果一條邊連接的兩個點是同一種顏色，這是不被允許的（判定方法1）
}
}
For(int i=1;i<=n;i++) col[i]=0;
For(int i=1;i<=n;i++) if(!col[i])dfs(i,1);
if(FLAG) cout<<’no’; else cout<<’yes’;
二分圖判定方法2：
- 將每個點A裂成兩個點A與A’。
- 若A與B之間存在邊，則連一條A與B’的邊，A’與B的邊。
- 若此時A與A’連通，或者B與B’連通，則該圖不是二分圖。（若連通則必然出現(xiàn)了奇環(huán)）
- 利用并查集實現(xiàn)即可。
?
?
[圖例解釋]標記完成后，若發(fā)現(xiàn)2與2`連通了，則不是二分圖（奇環(huán)）
可通過染色來理解，會出現(xiàn)矛盾
For(int i=1;i<=n;i++) p[i][0]=++cnt,p[i][1]=++cnt;
For(int i=2;i<=cnt;i++) f[i]=I;
For(int i=1;i<=m;i++)
{
u-v
f[getf(p[u][0])]=getf(p[v][1]);
f[getf(p[u][1])=getf(p[v][0]);
if(getf(p[u][0])==getf(p[u][1])||getf(p[v][0])==getf(p[v][1]))FLAG=true;
}
l? 二分圖最大匹配
匈牙利算法：
?
?
l? 強連通分量：任意兩個點之間相互可達
l? DPN時間戳（第幾次被DFS到）
l? ***LOW LOW[i] i及i的所有子孫能訪問到的最小時間戳
?
求極大強連通分量（Tarjan）：
Void dfs(int x)
{
DFN[x]=++Time;Low[x]=DFN[x];
St[++r]=x; /*壓入棧*/int R=r; V[x]=true;
For(int i=0;i<v[x].size();i++) //枚舉x能連向哪些點
{
?if(!DFN[v[x][i]]){dfs(v[x][i]);LOW[x]=min(LOW[x],LOW[v[x][i]]);}? //如果當前點還沒dfs過，就dfs一遍。同時更新時間戳
???? if(V[v[x][i]])LOW[x]=min(LOW[x],DFN[v[x][i]]);
}
If(LOW[x]==DFN[x])
{
cnt++;
??? For(int i=R;i<=r;i++) p[st[i]]
r=R-1;
}
}
cnt 第cnt個強連通分量??? p[i] i所處的的事哪個極大強連通分量
LOW[x]==DFN[x] 已出現(xiàn)一個極大強連通分量
?
**背代碼最開始每天都要默一遍**
?
今天信息量簡直太大，腦袋要炸掉了。。
轉(zhuǎn)載于:https://www.cnblogs.com/lulala/p/7627061.html
總結(jié)
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