2019雅礼集训day1 题解

2019竞赛算法解析:T1-T3题解
这篇博客详细介绍了2019年某竞赛中T1、T2、T3三道题目的解题思路。T1是关于bzoj4543原题的DP解法;T2是一道涉及排列操作和二元组的题目,通过排序和增量算法求解;T3利用三角函数的巧妙转化进行矩阵优化,达到O(m^3 log n)的时间复杂度。

T1 three

bzoj4543原题
题解


T2 permutation

在这里插入图片描述
n , m ≤ 1 0 5 , A i ≤ 1 0 8 n,m\leq 10^5,A_i\leq 10^8 n,m105,Ai108

一道比较巧妙的题:

首先将 A A A按升序排序,最优的答案就是 ∑ i = 1 n ( n − i + 1 ) × A i \sum\limits_{i=1}^n (n-i+1)\times A_i i=1n(ni+1)×Ai

每个操作后的排列可以用一系列二元组 ( u , v ) (u,v) (u,v)表达出来(且这个表达是唯一的)(满足 u u u单调递增):
( u , v ) (u,v) (u,v)表示将排列 [ u − v , u ] [u-v,u] [uv,u]循环右移一位,其代价 g ( u , v ) = ∑ i = 1 v A u − A u − i g(u,v)=\sum\limits_{i=1}^vA_u-A_{u-i} g(u,v)=i=1vAuAui

显然 g ( u , v ) ≤ g ( u , v + 1 ) g(u,v)\leq g(u,v+1) g(u,v)g(u,v+1),由增量算法向外拓展 k − 1 k-1 k1步就得到了前 k k k小的值。

考虑主席树维护 g ( u , v ) ( 1 ≤ u ≤ n ) g(u,v)(1\leq u\leq n) g(u,v)(1un),初始化所有 v = 1 v=1 v=1,每次取最小的 g g g拓展。

拓展后可以得到新的两种状态:

  • g ( u , v ) → g ( u , v + 1 ) g(u,v)\rightarrow g(u,v+1) g(u,v)g(u,v+1),将对应位置值改一下即可。
  • [ u − v , u ] [u-v,u] [uv,u]循环右移,并删去区间 [ 1 , u − v − 1 ] [1,u-v-1] [1,uv1],初始化现存所有位置 v = 1 v=1 v=1

时间复杂度 O ( ( n + k ) log ⁡ n ) O((n+k)\log n) O((n+k)logn)

代码比较有技巧性:

#include<bits/stdc++.h>
#define mid (l+r>>1)
#define lc t[k].ls
#define rc t[k].rs
using namespace std;
const int N=1e5+10,M=2e7+10;
typedef long long ll;
const ll inf=1e18;

int n,m,a[N],num,cnt;

char cp
### 关于雅礼集训 2017 Day1 的题目及解析 #### 题目概述 根据已知引用内容[^3],雅礼集训 2017 Day1 的核心问题是关于矩阵操作的优化问题。给定一个 \(n \times m\) 的字符矩阵,其中 `#` 表示黑色格子,`.` 表示白色格子。目标是最小化将整个矩阵变为全黑所需的步数。 --- #### 解析与算法思路 ##### 输入描述 输入的第一行为两个整数 \(n\) 和 \(m\),分别代表矩阵的行数和列数。接下来 \(n\) 行每行包含长度为 \(m\) 的字符串,表示矩阵的内容。 ##### 输出描述 输出最小的操作次数使得整个矩阵变成全是黑色格子的状态。如果没有可行方案,则输出 `-1`。 --- ##### 算法设计 1. **可行性判断** 如果初始矩阵没有任何黑色格子 (`#`) 存在,则无法通过任何有限次操作使矩阵变黑,因此直接返回 `-1`[^4]。 2. **计算最少步数** 对于每一行,定义两种可能的操作方式: - 将该行全部涂黑。 - 不改变该行状态,仅依赖后续列操作来覆盖剩余白格。 同样地,对于每一列也存在类似的策略选择。最终的目标是综合考虑行列操作的影响,找到全局最优解。 3. **动态规划或贪心求解** 使用简单的遍历方法统计各行列中的黑白分布情况,并基于此决定最佳行动顺序。特别注意边界条件处理以及特殊情况下的额外开销评估。 ```cpp #include <bits/stdc++.h> using namespace std; const int MAXN = 1e3 + 5; int n, m, h[MAXN], l[MAXN]; char s[MAXN][MAXN]; int main(){ cin >> n >> m; bool has_black = false; for (int i = 1; i <= n; ++i){ cin >> (s[i]+1); for (int j = 1; j <= m; ++j){ if (s[i][j] == '#'){ has_black = true; h[i]++; l[j]++; } } } if (!has_black){ cout << "-1"; return 0; } int res = INT_MAX; for (int i = 1; i <= n; ++i){ res = min(res, m - h[i] + !l[i]); } int extra_cost = 0; for (int j = 1; j <= m; ++j){ if (l[j] != n) extra_cost += 1; } cout << res + extra_cost; } ``` 上述代码实现了基本逻辑框架,包括读取数据、初步分析是否存在解决方案的可能性以及最后一步汇总总成本的过程[^3]。 --- #### 复杂度分析 时间复杂度主要取决于两次嵌套循环扫描整个矩阵所需的时间量级 O(n*m),空间消耗同样维持在线性范围内 O(n+m)。 --- #### 注意事项 - 当前实现假设所有测试实例均满足合理范围内的尺寸规格;实际应用时需增加更多健壮性的错误检测机制。 - 结果验证阶段应充分考虑到极端情形比如完全空白或者满布障碍物等情况是否被妥善处置。 ---
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