Codeforces Round 982 div2 个人题解(A~D2)_coderforce982题解d the endspeaker-优快云博客

Codeforces Round 982 div2 个人题解(A~D2)

Dashboard - Codeforces Round 982 (Div. 2) - Codeforces

火车头

#define _CRT_SECURE_NO_WARNINGS 1

#include <algorithm>
#include <array>
#include <bitset>
#include <cmath>
#include <cstdio>
#include <cstdlib>
#include <cstring>
#include <chrono>
#include <fstream>
#include <functional>
#include <iomanip>
#include <iostream>
#include <iterator>
#include <list>
#include <map>
#include <numeric>
#include <queue>
#include <random>
#include <set>
#include <stack>
#include <string>
#include <tuple>
#include <unordered_map>
#include <utility>
#include <vector>

#define ft first
#define sd second

#define yes cout << "yes\n"
#define no cout << "no\n"

#define Yes cout << "Yes\n"
#define No cout << "No\n"

#define YES cout << "YES\n"
#define NO cout << "NO\n"

#define pb push_back
#define eb emplace_back

#define all(x) x.begin(), x.end()
#define all1(x) x.begin() + 1, x.end()
#define unq_all(x) x.erase(unique(all(x)), x.end())
#define unq_all1(x) x.erase(unique(all1(x)), x.end())
#define sort_all(x) sort(all(x))
#define sort1_all(x) sort(all1(x))
#define reverse_all(x) reverse(all(x))
#define reverse1_all(x) reverse(all1(x))

#define inf 0x3f3f3f3f
#define infll 0x3f3f3f3f3f3f3f3fLL

#define RED cout << "\033[91m"
#define GREEN cout << "\033[92m"
#define YELLOW cout << "\033[93m"
#define BLUE cout << "\033[94m"
#define MAGENTA cout << "\033[95m"
#define CYAN cout << "\033[96m"
#define RESET cout << "\033[0m"

// 红色
#define DEBUG1(x)                     \
    RED;                              \
    cout << #x << " : " << x << endl; \
    RESET;

// 绿色
#define DEBUG2(x)                     \
    GREEN;                            \
    cout << #x << " : " << x << endl; \
    RESET;

// 蓝色
#define DEBUG3(x)                     \
    BLUE;                             \
    cout << #x << " : " << x << endl; \
    RESET;

// 品红
#define DEBUG4(x)                     \
    MAGENTA;                          \
    cout << #x << " : " << x << endl; \
    RESET;

// 青色
#define DEBUG5(x)                     \
    CYAN;                             \
    cout << #x << " : " << x << endl; \
    RESET;

// 黄色
#define DEBUG6(x)                     \
    YELLOW;                           \
    cout << #x << " : " << x << endl; \
    RESET;

using namespace std;

typedef long long ll;
typedef unsigned long long ull;
typedef long double ld;
// typedef __int128_t i128;

typedef pair<int, int> pii;
typedef pair<ll, ll> pll;
typedef pair<ld, ld> pdd;
typedef pair<ll, int> pli;
typedef pair<string, string> pss;
typedef pair<string, int> psi;
typedef pair<string, ll> psl;

typedef tuple<int, int, int> ti3;
typedef tuple<ll, ll, ll> tl3;
typedef tuple<ld, ld, ld> tld3;

typedef vector<bool> vb;
typedef vector<int> vi;
typedef vector<ll> vl;
typedef vector<string> vs;
typedef vector<pii> vpii;
typedef vector<pll> vpll;
typedef vector<pli> vpli;
typedef vector<pss> vpss;
typedef vector<ti3> vti3;
typedef vector<tl3> vtl3;
typedef vector<tld3> vtld3;

typedef vector<vi> vvi;
typedef vector<vl> vvl;

typedef queue<int> qi;
typedef queue<ll> ql;
typedef queue<pii> qpii;
typedef queue<pll> qpll;
typedef queue<psi> qpsi;
typedef queue<psl> qpsl;

typedef priority_queue<int> pqi;
typedef priority_queue<ll> pql;
typedef priority_queue<string> pqs;
typedef priority_queue<pii> pqpii;
typedef priority_queue<psi> pqpsi;
typedef priority_queue<pll> pqpll;
typedef priority_queue<psi> pqpsl;

typedef map<int, int> mii;
typedef map<int, bool> mib;
typedef map<ll, ll> mll;
typedef map<ll, bool> mlb;
typedef map<char, int> mci;
typedef map<char, ll> mcl;
typedef map<char, bool> mcb;
typedef map<string, int> msi;
typedef map<string, ll> msl;
typedef map<int, bool> mib;

typedef unordered_map<int, int> umii;
typedef unordered_map<ll, ll> uml;
typedef unordered_map<char, int> umci;
typedef unordered_map<char, ll> umcl;
typedef unordered_map<string, int> umsi;
typedef unordered_map<string, ll> umsl;

std::mt19937_64 rng(std::chrono::steady_clock::now().time_since_epoch().count());

template <typename T>
inline T read()
{
    T x = 0;
    int y = 1;
    char ch = getchar();
    while (ch > '9' || ch < '0')
    {
        if (ch == '-')
            y = -1;
        ch = getchar();
    }
    while (ch >= '0' && ch <= '9')
    {
        x = (x << 3) + (x << 1) + (ch ^ 48);
        ch = getchar();
    }
    return x * y;
}

template <typename T>
inline void write(T x)
{
    if (x < 0)
    {
        putchar('-');
        x = -x;
    }
    if (x >= 10)
    {
        write(x / 10);
    }
    putchar(x % 10 + '0');
}

/*#####################################BEGIN#####################################*/
void solve()
{
}

int main()
{
    ios::sync_with_stdio(false), std::cin.tie(0), std::cout.tie(0);
    // freopen("test.in", "r", stdin);
    // freopen("test.out", "w", stdout);
    int _ = 1;
    std::cin >> _;
    while (_--)
    {
        solve();
    }
    return 0;
}

/*######################################END######################################*/
// 链接：

A. Rectangle Arrangement

您正在为一个无限的正方形网格着色，其中所有单元格最初都是白色的。为此，您将获得 $n$ 个印章。每个印章都是一个宽度为 $w_i$ 、高度为 $h_i$ 的矩形。

您将使用每个印章恰好一次，将与网格上的印章大小相同的矩形涂成黑色。您不能旋转印章，并且对于每个单元格，印章必须完全覆盖它或根本不覆盖它。您可以在网格上的任何位置使用印章，即使印章区域覆盖的部分或全部单元格已经是黑色。

使用完所有印章后，您可以获得的黑色方块连接区域的周长的最小总和是多少？

输入
每个测试包含多个测试用例。第一行包含测试用例的数量 $t$ $\leq t \leq 500)$ 。测试用例的描述如下。

每个测试用例的第一行包含一个整数 $n$ $\leq n \leq 100)$ 。

接下来的 $n$ 行中的第 $i$ 行包含两个整数 $w_i$ 和 $h_i$ $\leq w_i, h_i \leq 100)$ 。

输出
对于每个测试用例，输出一个整数——使用完所有邮票后可以获得的黑色方块连通区域周长的最小和。

示例
输入

输出

提示
在第一个测试用例中，印章可以如左侧所示使用。每个印章用不同的颜色突出显示以便于识别。

外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传

在使用完这些印章后，形成一个黑色区域（如右侧所示），其周长为 20。可以证明，没有其他方式使用印章可以得到更低的总周长。

在第二个测试用例中，第二个和第三个印章可以完全放置在第一个印章内部，因此最小周长为 8。解题思路

解题思路

小学数学，观察样例发现总周长一定为$2\times (\text{max}(w)+\text{max}(h)) $

当然观察数据范围发现，也可以使用暴力模拟

代码实现

方法一

void solve()
{
    int n;
    cin >> n;
    int max_w = 0, max_h = 0;
    for (int i = 0; i < n; i++)
    {
        int w, h;
        cin >> w >> h;
        if (w > max_w)
            max_w = w;
        if (h > max_h)
            max_h = h;
    }
    cout << 2 * (max_w + max_h) << "\n";
}

方法二

赛时写的方法二，想了下好像会被hack掉，有可能超时，有改成方法一了，结果赛后再交没超时，白丢分

void solve()
{
    int n;
    cin >> n;
    vvi board(102, vi(102, 0));
    for (int i = 0; i < n; i++)
    {
        int x;
        int y;
        cin >> x >> y;
        // 把所有印章从左上角开始印
        for (int j = 1; j <= x; j++)
        {
            for (int k = 1; k <= y; k++)
            {
                board[j][k] = 1;
            }
        }
    }
    int ans = 0;
    for (int i = 1; i <= 100; i++)
    {
        for (int j = 1; j <= 100; j++)
        {
            if (board[i][j] == 1)
            {
                // 如果遇到一个方块盖了章，给答案加4，再减去和相邻方块也盖了章的数量
                ans += 4;
                ans -= board[i - 1][j] + board[i + 1][j] + board[i][j - 1] + board[i][j + 1];
            }
        }
    }
    cout << ans << endl;
}

B. Stalin Sort

斯大林排序是一种有趣的排序算法，旨在消除不合适的元素，而不是费心对它们进行正确排序，这使其具有 $O (n)$ 的时间复杂度。

它的流程如下：从数组中的第二个元素开始，如果它严格小于前一个元素（忽略那些已经被删除的元素），则删除它。继续遍历数组，直到按非递减顺序排序。例如，数组 $[1, 4, 2, 3, 6, 5, 5, 7, 7]$ 经过斯大林排序后变为 $[1, 4, 6, 7, 7]$ 。

如果您可以通过对任何子数组重复应用斯大林排序，按非递增顺序对数组进行排序，则我们将数组定义为易受攻击的。

给定一个包含 $n$ 个整数的数组 $a$ ，确定必须从数组中删除的最小整数数量，以使其易受攻击。

输入
每个测试由多个测试用例组成。第一行包含一个整数 $t$ $\leq t \leq 500)$ — 测试用例的数量。后面是测试用例的描述。

每个测试用例的第一行包含一个整数 $n$ $\leq n \leq 2000)$ — 数组的大小。

每个测试用例的第二行包含 $n$ 个整数 $a_1,a_2,…,a_n$ $\leq a_i \leq 10^9)$ 。

保证所有测试用例的 $n$ 之和不超过 2000。

输出
对于每个测试用例，输出一个整数——必须从数组中删除的最小整数数量，以使其易受攻击。

示例
输入

6
7
3 6 4 9 2 5 2
5
5 4 4 2 2
8
2 2 4 4 6 6 10 10
1
1000
9
6 8 9 10 12 9 7 5 4
7
300000000 600000000 400000000 900000000 200000000 400000000 200000000

输出

提示
在第一个测试用例中，最优答案是删除数字 3 和 9。然后我们剩下 $a = [6, 4, 2, 5, 2]$ 。为了证明这个数组是易受攻击的，我们可以首先对子数组 $[4, 2, 5]$ 应用斯大林排序，得到 $a = [6, 4, 5, 2]$ ，然后对子数组 $[6, 4, 5]$ 应用斯大林排序，得到 $a = [6, 2]$ ，该数组是非递增的。

在第二个测试用例中，数组已经是非递增的，因此我们不需要删除任何整数。

解题思路

题目要求剩下的数组按照非递减排序，所以无论最后数组是什么情况，我们一定可以对它进行斯大林排序，使得它只剩一种数字。

因此，题目实际上可以转化成有两种操作

花费1代价删除任意数字
花费0代价删除 $a_j(a_j \lt a_i,j \gt i)$

所以我们可以枚举剩下的数字 $a_i$ ，它的花费 $cost_i=i-1+\sum_{j=i+1}^{n}[a_j\lt a_i]$

由于 $n\le2000$ ，我们可以直接枚举统计 $a_j\lt a_i$ 的数量

代码实现

方法一

void solve()
{
    int n;
    cin >> n;
    vi a(n + 1);
    for (int i = 1; i <= n; i++)
    {
        cin >> a[i];
    }
    int ans = inf;
    for (int i = 1; i <= n; i++)
    {
        int cnt = 0;
        for (int j = i + 1; j <= n; j++)
        {
            if (a[j] > a[i])
                cnt++;
        }
        ans = min(ans, i - 1 + cnt);
    }
    cout << ans << endl;
}

方法二

对于 $n\le200000$ ,方法一会超时，所有这时候我们可以倒着枚举 $a_i$ ,然后开一个对顶堆存储 $a_i$

void solve()
{
    int n;
    cin >> n;
    vi a(n + 1);
    for (int i = 1; i <= n; i++)
    {
        cin >> a[i];
    }
    int ans = inf;
    priority_queue<int, vi, greater<int>> ge;
    priority_queue<int> le;
    for (int i = n; i >= 1; i--)
    {
        while (!ge.empty() && ge.top() <= a[i])
        {
            le.push(ge.top());
            ge.pop();
        }
        while (!le.empty() && le.top() > a[i])
        {
            ge.push(le.top());
            le.pop();
        }
        ans = min(ans, int(i - 1 + ge.size()));
        ge.push(a[i]);
    }
    cout << ans << endl;
}

C. Add Zeros

给定一个数组 $a$ ，最初包含 $n$ 个整数。在一次操作中，您必须执行以下操作：

选择一个位置 $i$ ，使得 $1<i\leq |a|$ 和 $a_i=|a|+1−i$ ，其中 $∣ a ∣$ 是数组的当前大小。
将 $i - 1$ 个零附加到 $a$ 的末尾。
在执行此操作多次后，数组 $a$ 的最大可能长度是多少？

输入
每个测试包含多个测试用例。第一行包含测试用例的数量 $t$ $\leq t \leq 1000)$ 。测试用例的描述如下。

每个测试用例的第一行包含 $n$ $\leq n \leq 3 \cdot 10^5)$ ——数组 $a$ 的长度。

每个测试用例的第二行包含 $n$ 个整数 $a_1,a_2,…,a_n$ $\leq a_i \leq 10^{12})$ 。

保证所有测试用例的 $n$ 之和不超过 $\cdot 10^5$ 。

输出
对于每个测试用例，输出一个整数——执行某些操作序列后可能的最大长度为 $a$ 。

示例
输入

输出

提示
在第一个测试用例中，我们可以首先选择 $i = 4$ ，因为 $a_4=5+1−4=2$ 。之后，数组变为 $[2, 4, 6, 2, 5, 0, 0, 0]$ 。然后我们可以选择 $i = 3$ ，因为 $a_3=8+1−3=6$ 。之后，数组变为 $[2, 4, 6, 2, 5, 0, 0, 0, 0, 0]$ ，其长度为 10。可以证明没有其他操作序列会使最终数组更长。

在第二个测试用例中，我们可以选择 $i = 2$ ，然后 $i = 3$ ，再然后 $i = 4$ 。最终数组将是 $[5, 4, 4, 5, 1, 0, 0, 0, 0, 0, 0]$ ，长度为 11。

解题思路

我们把题目给的式子转化一下，变成 $a|=a_i+i-1$ 。

由于每个 $a_i$ 操作一次会使得 $∣ a ∣$ 增加 $i - 1$ ，实际上就相当于每个 $a_i$ 都是对 $a_i+i-1$ 到 $a_i+2i-2$ 建了一条边，点权为数组长度。

所以我们可以按照上面的规则进行建图，对这个图从 $n$ 进行 $df s$ ， $df s$ 过程中维护一下遇到的最大点权，即为答案。

记得要加 $v i s$ 数组，不然会超时。

代码实现

void solve()
{
    ll n;
    cin >> n;
    vl a(n + 1);
    for (int i = 1; i <= n; i++)
    {
        cin >> a[i];
    }
    map<ll, vl> adj;
    for (ll i = 1; i <= n; i++)
    {
        adj[a[i] + i - 1].pb(a[i] + 2 * (i - 1));
    }
    ll ans = n;
    mlb vis;
    function<void(ll, ll)> dfs = [&](ll u, ll fa)
    {
        ans = max(ans, u);
        vis[u] = 1;
        for (auto &v : adj[u])
        {
            if (v == fa)
                continue;
            if (vis[v])
                continue;
            dfs(v, u);
        }
    };
    dfs(n, 0);
    cout << ans << endl;
}

D1. The Endspeaker (Easy Version)

这是该问题的简单版本。唯一的区别是，您只需要在此版本中输出最小的总操作成本。您必须解决两个版本才能破解。

您将获得一个长度为 $n$ 的数组 $a$ 和一个长度为 $m$ 的数组 $b$ （对于所有 $\leq i < m$ ，其值为 $b_i > b_{i+1}$ ）。最初， $k$ 的值为 1。您的目标是通过重复执行以下两个操作之一来使数组 $a$ 为空：

类型 1 — 如果 $k$ 的值小于 $m$ 且数组 $a$ 不为空，则可以将 $k$ 的值增加 1。这不会产生任何成本。
类型 2 — 删除数组 $a$ 的非空前缀，使其总和不超过 $b_k$ 。这会产生 $m - k$ 的成本。

您需要最小化操作的总成本，以使数组 $a$ 为空。如果通过任何操作序列都无法做到这一点，则输出 $- 1$ 。否则，输出操作的最小总成本。

输入
每个测试包含多个测试用例。第一行包含测试用例的数量 $t$ $\leq t \leq 1000)$ 。测试用例的描述如下。

每个测试用例的第一行包含两个整数 $n$ 和 $m$ $\leq n,m \leq 3 \cdot 10^5, 1 \leq n \cdot m \leq 3 \cdot 10^5)$ 。

第二行包含 $n$ 个整数 $a_1,a_2,…,a_n$ $\leq a_i \leq 10^9)$ 。

第三行包含 $m$ 个整数 $b_1,b_2,…,b_m$ $\leq b_i \leq 10^9)$ 。

还保证所有 $\leq i < m$ 的结果是 $b_i > b_{i+1}$ 。

保证所有测试用例的 $\cdot m$ 之和不超过 $\cdot 10^5$ 。

输出
对于每个测试用例，如果有可能使 $a$ 为空，则输出操作的最小总成本。如果没有可能的操作序列使 $a$ 为空，则输出单个整数 $- 1$ 。

示例
输入

5
4 2
9 3 4 3
11 7
1 2
20
19 18
10 2
2 5 2 1 10 3 2 9 9 6
17 9
10 11
2 2 2 2 2 2 2 2 2 2
20 18 16 14 12 10 8 6 4 2 1
1 6
10
32 16 8 4 2 1

输出

提示
在第一个测试用例中，最优操作序列的总成本为 1，过程如下：

执行类型 2 的操作，选择前缀为 $[9]$ ，成本为 1。
执行类型 1 的操作， $k$ 现在为 2，成本为 0。
执行类型 2 的操作，选择前缀为 $[3, 4]$ ，成本为 0。
执行类型 2 的操作，选择前缀为 $[3]$ ，成本为 0。

数组 $a$ 现在为空，所有操作的总成本为 1。

在第二个测试用例中，由于 $a_1 > b_1$ ，无法删除任何前缀，因此数组 $a$ 不能通过任何操作序列变为空。

解题思路

观察题目，发现是使用多种操作完成一个目标求最小代价，考虑dp

我们设 $d p [i] [j]$ 为对于前 $i$ 个数字，使用第 $j$ 总操作时的最小代价。

易得状态转移方程
$\text{min}\{dp[p][k]\}+m-j,\text{sum}[p,i]\le b[j],1\le k\le j,1\le p\le i$
其中 $\text{sum}[p,i]$ 数组 $a_p \sim a_i$ 的区间和

根据状态转移方程写出递推过程

for (int i = 1; i <= n; i++)
{
    for (int j = 1; j <= m; j++)
    {
        int p = i;
        while (p >= 1 && pre[i] - pre[p - 1] <= b[j])
        {
            p--;
        }
        p++;
        for (int k = 1; k <= j; k++)
        {
            dp[i][j] = min(dp[i][j], dp[p - 1][k] + m - j);
        }
    }
}

发现时间复杂度为 $O(nm\times \text{max}(n,m))$ ，在 $n$ 或 $m$ 特别大的情况下肯定超时。

考虑优化。

优化一

对于 $p$ 的位置，我们可以使用二分优化枚举

function<int(int, ll)> bianrySearch = [&](int x, ll val) -> int
{
    int p = x;
    int l = 1, r = x;
    while (l < r)
    {
        int mid = (l + r) >> 1;
        if (pre[x] - pre[mid - 1] <= val)
        {
            r = mid;
            p = mid;
        }
        else
        {
            l = mid + 1;
        }
    }
    return p;
};

for (int i = 1; i <= n; i++)
{
    for (int j = 1; j <= m; j++)
    {
        int l = 1, r = i;
        int p = bianrySearch(i, b[j]);
        for (int k = 1; k <= j; k++)
        {
            dp[i][j] = min(dp[i][j], dp[p - 1][k] + m - j);
        }
    }
}

时间复杂度降为 $O(nm^2)$ ，在 $m$ 特别大的时候仍会超时

优化二

对 $k$ 的枚举，我们实际上是在查询区间 $[1, j]$ 的最小 $d p [i] [j]$ 值，所以我们可以使用树状数组存储 $d p [i] [j]$ 。

树状数组实现

template <typename T>
struct Fenwick
{
    int n;
    vector<T> a;
    Fenwick(int n_ = 0) { init(n_); }
    void init(int n_) { n = n_, a.assign(n + 1, T{inf}); }
    void add(int x, const T &v)
    {
        for (int i = x; i <= n; i += i & -i)
            a[i] = min(a[i], v);
    }
    T query(int x)
    {
        T res{inf};
        for (int i = x; i > 0; i -= i & -i)
            res = min(res, a[i]);
        return res;
    }
};

递推过程

for (int i = 1; i <= n; i++)
{
    for (int j = 1; j <= m; j++)
    {
        if(b[j]<a[i])// 不能删除时跳过
            continue;
        int p = bianrySearch(i, b[j]);
        ll mn = tr[p - 1].query(j);// 使用树状数组查询，查询1<=k<=j中最小的dp[i][k]
        dp[i][j] = min(dp[i][j], mn + m - j);// 更新dp[i][j]
        tr[i].add(j, dp[i][j]);// 将dp[i][j]插入树状数组中，以便后续查询
    }
}

时间复杂度 $O(nm\times \text{max}(\log n,\log m))$

这时已经可以通过该题目了，但是还可以进行优化

优化三

考虑 $j$ 只能由 $j - 1$ 转移过来，因此我们可以在最外层循环枚举 $j$ ，使用滚动数组优化掉树状数组

for (int j = 1; j <= m; j++)
{
    for (int i = 1; i <= n; i++)
    {
        if (b[j] < a[i])
            continue;
        int p = bianrySearch(i, b[j]);
        dp[i] = min(dp[i], dp[p - 1] + m - j);
    }
}

时间复杂度为 $O(nm\log n)$

优化四

观察发现，在求 $p$ 的过程中，我们将其转成一个大小为 $b_j$ 的窗口在数组 $a$ 上移动，其中左边界为 $p$ ,右边界为 $i$ ，这样我们就优化掉了二分

for (int j = 1; j <= m; j++)
{
    int l = 0, r = 1;
    while (r <= n)
    {
        while (l < r && pre[r] - pre[l] > b[j])
            l++;
        if (l < r)
            dp[r] = min(dp[r], dp[l] + m - j);
        r++;
    }
}

时间复杂度为 $O (nm)$

代码实现

void solve()
{
    int n, m;
    cin >> n >> m;
    vector<ll> a(n + 1);
    vector<ll> pre(n + 1);
    ll max_a = 0;

    for (int i = 1; i <= n; i++)
    {
        cin >> a[i];
        max_a = max(max_a, a[i]);
        pre[i] = pre[i - 1] + a[i];
    }

    vl b(m + 1);
    for (int i = 1; i <= m; i++)
    {
        cin >> b[i];
    }
    if (max_a > b[1])
    {
        cout << "-1\n";
        return;
    }
    vector<ll> dp(n + 1, infll);
    dp[0] = 0;
    for (int j = 1; j <= m; j++)
    {
        int l = 0, r = 1;
        while (r <= n)
        {
            while (l < r && pre[r] - pre[l] > b[j])
                l++;
            if (l < r)
                dp[r] = min(dp[r], dp[l] + m - j);
            r++;
        }
    }
    cout << dp[n] << "\n";
}

D2. The Endspeaker (Hard Version)

这是该问题的难版本。唯一的区别是，您还需要在此版本中输出最佳序列的数量。

解题思路

顺着 $\text{D1}$ 版本最后优化的思路，我们可以维护一个共享右边界的双重滑动窗口，滑动窗口大小为 $b [j]$

设 $d p [i]$ 为选择前 $i$ 个数字时的最小花费， $c n t [i]$ 为选择前 $i$ 个数字最小花费情况下的操作数量。

设 $l$ 为第一左边界， $L$ 为第二左边界， $l$ 负责维护 $d p [r]$ 从哪里转移过来， $L$ 负责 $c n t [r]$ 从哪里转移过来。

对于 $d p [r]$ 来说，转移方程和 $\text{D1}$ 一致，对于 $c n t [r]$ 来说， $cnt[r]=\sum_{L=l}^{R,dp[R]=dp[l]}cnt[L]$

代码实现

const ll mod = 1e9 + 7;

void solve()
{
    int n, m;
    cin >> n >> m;
    vector<ll> a(n + 1);
    vector<ll> pre(n + 1);
    ll max_a = 0;
    for (int i = 1; i <= n; i++)
    {
        cin >> a[i];
        max_a = max(max_a, a[i]);
        pre[i] = pre[i - 1] + a[i];
    }
    vector<ll> b(m + 1);
    for (int i = 1; i <= m; i++)
    {
        cin >> b[i];
    }
    if (max_a > b[1])
    {
        cout << "-1\n";
        return;
    }

    vector<ll> dp(n + 1, inf);
    dp[0] = 0;
    vector<ll> cnt(n + 1, 0);
    cnt[0] = 1;
    for (int j = 1; j <= m; j++)
    {
        int l = 0, r = 1;
        int L = 0;
        ll sum = 0;
        while (r <= n)
        {
            // 窗口大小大于b[j]，窗口内的序列都不可以用，要全部丢弃
            while (l < r && pre[r] - pre[l] > b[j])
            {
                sum = (sum + mod - cnt[l]) % mod;
                l++;
            }
            // 如果第二左边界小于了第一左边界，说明指向的右边界不同了，要将sum重置
            if (L < l)
            {
                L = l;
                sum = 0;
            }
            // 将共同左边界的操作序列数量全部记录
            while (L < r && dp[L] == dp[l])
            {
                sum = (sum + cnt[L]) % mod;
                L++;
            }
            if (l < r)
            {
                ll cost = dp[l] + m - j;
                if (cost < dp[r])
                // 如果花费更少，更新dp和cnt
                {
                    dp[r] = cost;
                    cnt[r] = sum;
                }
                else if (cost == dp[r]) // 花费相同，cnt加上sum
                {
                    cnt[r] = (cnt[r] + sum) % mod;
                }
            }
            r++;
        }
    }
    cout << dp[n] << " " << cnt[n] << "\n";
}