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　　現(xiàn)場(chǎng)只做出前三題w

　　不過不管怎樣這既是第一次認(rèn)真打BC

　　又是第一次體驗(yàn)用在線編譯器調(diào)代碼

　　訂正最后一題花了今天一整個(gè)下午（嗚嗚

　　收獲還是比較大的^_^

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　Delete

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wld有n個(gè)數(shù)(a1,a2,...,an)，他希望進(jìn)行k次刪除一個(gè)數(shù)的操作，使得最后剩下的n?k個(gè)數(shù)中有最多的不同的數(shù),保證1≤n≤100,0≤k<n,1≤ai≤n(對(duì)于任意1≤i≤n)

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　　比較簡(jiǎn)單的貪心...

　　把出現(xiàn)一次以上的多于一次的部分都刪除掉

　　如果k依然>0就要?jiǎng)h去k種不同的數(shù)

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Multiple


wld有一個(gè)序列a[1..n], 對(duì)于每個(gè)1≤i<n, 他希望你求出一個(gè)最小的j（以后用記號(hào)F(i)表示），滿足i<j≤n, 使aj為ai的倍數(shù)（即aj mod ai＝0），若不存在這樣的j，那么此時(shí)令F(i) = 0 保證1≤n≤10000,1≤ai≤10000 對(duì)于任意 1≤i≤n, 且對(duì)于任意1≤i,j≤n(i!=j)，滿足ai != aj

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　　n^1.5次的大暴力即可

　　發(fā)現(xiàn)BC好多題目都是用這種方法...在此之前并不認(rèn)為這樣可以過

　　對(duì)于每個(gè)數(shù)枚舉它所有的因數(shù)，刷新它們的f[i]值

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Code


wld有一個(gè)長(zhǎng)度為n的序列a1..an wld想要你給出下面這段c++代碼的輸出： int calc() {int res=0;for(int i=1;i<=n;i++)for(int j=1;j<=n;j++){res+=gcd(a[i],a[j])*(gcd(a[i],a[j])-1);res%=10007;}return res; } 保證1≤n≤10000,1≤ai≤10000 (對(duì)于任意1≤i≤n)

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　　我的做法是n^1.5次的，但是發(fā)現(xiàn)題解是nlog(n)

　　但上次莫比烏斯反演只看到一半...所以先棄療吧

　　講講n^1.5次的做法

　　首先n^1.5的復(fù)雜度將每個(gè)數(shù)的因子打上標(biāo)記

　　我們可以枚舉最大公約數(shù)d，如果有x個(gè)數(shù)有d這個(gè)因子

　　那么就累計(jì)x*(x-1)次這個(gè)答案

　　但是顯然我們會(huì)發(fā)現(xiàn)問題

　　如果兩個(gè)數(shù)有4這個(gè)因子，那么在統(tǒng)計(jì)2的時(shí)候又會(huì)統(tǒng)計(jì)一次！

　　解決方法很簡(jiǎn)單，我們可以預(yù)先處理出每個(gè)數(shù)應(yīng)累計(jì)的答案f[i]

　　枚舉最大公約數(shù)d的同時(shí)，再枚舉d的因子i，減去這個(gè)因子的答案

　　注意：這里的答案也是處理過的答案，即f[i]

　　最后單獨(dú)累計(jì)i=j時(shí)的情況

　　

　　手速太慢...原因有好多個(gè)

　　開始寫的時(shí)候把+=看成了*=

　　所以寫了乘法逆元...然后調(diào)了半天輸出了很多中間過程才發(fā)現(xiàn)錯(cuò)誤

　　然后還忘記了i=j的情況

　　后來WA了一發(fā)，是因?yàn)槊杜e最大公約數(shù)的時(shí)候應(yīng)枚舉到a[i]的最大值而不是n

　　剛開始沒查出來，又開始證明算法的思路即f[i]的計(jì)算是否正確

　　改來改去越來越離譜..突然發(fā)現(xiàn)是后面的問題

　　然后就1h+辣> <

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Lucky


wld有n個(gè)數(shù)(a1...an) 保證對(duì)于任意1≤i≤n，1≤ai≤n wld有一個(gè)常數(shù)k保證2≤k≤2?n 為了消除歧義保證k為奇數(shù) 他有m個(gè)詢問 每個(gè)詢問有參數(shù)l1,r1,l2,r2 保證(1≤l1≤r1<l2≤r2≤n) 對(duì)于每個(gè)詢問你需要回答有多少個(gè)二元組(i，j)滿足： l1≤i≤r1且l2≤j≤r2且ai+aj=k 保證1≤n≤30000,1≤m≤30000

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　　恩..這道題在考場(chǎng)上確實(shí)是寫不出來的..

　　今天下午去學(xué)習(xí)了一下莫隊(duì)算法...覺得很有趣...

　　

　　莫隊(duì)算法就是建立在分塊基礎(chǔ)上，離線解決一系列區(qū)間詢問問題

　　首先這道題假設(shè)已知[l,r]中相加=k的對(duì)數(shù)

　　那么我們可以通過復(fù)雜度不高的代價(jià)得知[l-1,r][l+1,r][l,r-1][l,r+1]的答案

　　剛開始是打算用log級(jí)的倍增做的..但是交了一發(fā)TLE了

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　　這道題詢問的是[l1,r1][l2,r2]中滿足條件的對(duì)數(shù)

　　如何轉(zhuǎn)換成單個(gè)區(qū)間上面[l,r]中相加=k的對(duì)數(shù)呢

　　假設(shè)題目中讓我們求的是一個(gè)在區(qū)間A，一個(gè)在區(qū)間B的答案，我們假設(shè)為F(A,B),并且令F中統(tǒng)計(jì)的數(shù)對(duì)為有序的

　　即只統(tǒng)計(jì)a[i]+a[j]=k且(i<j)的情況

　　可以證明得出F(A,B) = F(A+C+B,A+C+B)-F(A+C,A+C)-F(B+C,B+C)+F(C,C)

　　F(A+C+B,A+C+B)-F(A+C,A+C)-F（C+B,C+B)+F（C,C）

　　= F(A,A)+F(A,C)+F(A,B)+F(C,C)+F(C,B)+F(B,B)-F(A,A)-F(A,C)-F(C,C)-F(C,C)-F(C,B)-F(B,B)+F(C,C)

　　= F(A,B)

　　轉(zhuǎn)化成了4部分兩區(qū)間相等的F，也就是可以用上面的莫隊(duì)算法來解決了

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　　最后一個(gè)問題，就是轉(zhuǎn)移的時(shí)候如何從log(n)轉(zhuǎn)化成O（1）

　　在執(zhí)行莫隊(duì)的同時(shí)，即l,r一位一位移動(dòng)的時(shí)候，用一個(gè)數(shù)組記錄當(dāng)前區(qū)間內(nèi)某個(gè)數(shù)出現(xiàn)的次數(shù)就可以了...

　　

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　　漲了177w

　　手速還是慢慢慢

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　　居然過了一個(gè)周末一下子就27號(hào)了呢

　　居然再過兩天又要回家了呢

　　

　　27/.Apr.

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轉(zhuǎn)載于:https://www.cnblogs.com/mjy0724/p/4460991.html

創(chuàng)作挑戰(zhàn)賽新人創(chuàng)作獎(jiǎng)勵(lì)來咯，堅(jiān)持創(chuàng)作打卡瓜分現(xiàn)金大獎(jiǎng)

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的BestCoder Round #39 解题报告的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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