【BZOJ3940】【Usaco2015 Feb】Censoring

本文介绍了如何利用AC自动机解决Usaco2015 Feb竞赛中的Censoring题目,通过建立AC自动机并进行匹配,实现对模式串的删除操作,达到O(∑|S|)的时间复杂度。

摘要生成于 C知道 ,由 DeepSeek-R1 满血版支持, 前往体验 >

【题目链接】

【思路要点】

  • 对模式串的集合建立AC自动机,让主串在上面匹配,每遇到一个模式串的末尾便将其删去即可。
  • 时间复杂度 O(|S|) O ( ∑ | S | )

【代码】


#include<bits/stdc++.h>

using namespace std;
const int MAXN = 100005;
template <typename T> void chkmax(T &x, T y) {x = max(x, y); }
template <typename T> void chkmin(T &x, T y) {x = min(x, y); } 
template <typename T> void read(T &x) {
  x = 0; int f = 1;
  char c = getchar();
  for (; !isdigit(c); c = getchar()) if (c == '-') f = -f;
  for (; isdigit(c); c = getchar()) x = x * 10 + c - '0';
  x *= f;
}
template <typename T> void write(T x) {
  if (x < 0) x = -x, putchar('-');
  if (x > 9) write(x / 10);
  putchar(x % 10 + '0');
}
template <typename T> void writeln(T x) {
  write(x);
  puts("");
}
struct ACAutomaton {
  struct Node {
      int child[26];
      int fail, cnt;
  } a[MAXN];
  int root, size;
  void insert(char *s) {
      int now = root;
      int len = strlen(s + 1);
      for (int i = 1; i <= len; i++) {
          int tmp = s[i] - 'a';
          if (a[now].child[tmp] == 0) a[now].child[tmp] = ++size;
          now = a[now].child[tmp];
      }
      a[now].cnt = len;
  }
  void init() {
      static int q[MAXN];
      int l = 0, r = -1;
      for (int i = 0; i < 26; i++)
          if (a[root].child[i]) {
              q[++r] = a[root].child[i];
              a[a[root].child[i]].fail = root;
          }
      while (l <= r) {
          int tmp = q[l++];
          for (int i = 0; i < 26; i++)
              if (a[tmp].child[i]) {
                  q[++r] = a[tmp].child[i];
                  a[a[tmp].child[i]].fail = a[a[tmp].fail].child[i];
              } else a[tmp].child[i] = a[a[tmp].fail].child[i];
      }
  }
  void calc(char *s) {
      int len = strlen(s + 1);
      static int pos[MAXN];
      static char ans[MAXN];
      int anslen = 0;
      for (int i = 1; i <= len; i++) {
          int tmp = s[i] - 'a';
          anslen++;
          ans[anslen] = s[i];
          pos[anslen] = a[pos[anslen - 1]].child[tmp];
          anslen -= a[pos[anslen]].cnt;
      }
      for (int i = 1; i <= anslen; i++)
          printf("%c", ans[i]);
  }
} ACAM;
char s[MAXN], t[MAXN];
int main() {
  scanf("\n%s", s + 1);
  int n; read(n);
  for (int i = 1; i <= n; i++) {
      scanf("\n%s", t + 1);
      ACAM.insert(t);
  }
  ACAM.init();
  ACAM.calc(s);
  return 0;
}
题目描述 牛牛和她的朋友们正在玩一个有趣的游戏,他们需要构建一个有 $n$ 个节点的无向图,每个节点都有一个唯一的编号并且编号从 $1$ 到 $n$。他们需要从节点 $1$ 到节点 $n$ 找到一条最短路径,其中路径长度是经过的边权的和。为了让游戏更有趣,他们决定在图上添加一些额外的边,这些边的权值都是 $x$。他们想知道,如果他们添加的边数尽可能少,最短路径的长度最多会增加多少。 输入格式 第一行包含两个正整数 $n$ 和 $m$,表示节点数和边数。 接下来 $m$ 行,每行包含三个整数 $u_i,v_i,w_i$,表示一条无向边 $(u_i,v_i)$,权值为 $w_i$。 输出格式 输出一个整数,表示最短路径的长度最多会增加多少。 数据范围 $2 \leq n \leq 200$ $1 \leq m \leq n(n-1)/2$ $1 \leq w_i \leq 10^6$ 输入样例 #1: 4 4 1 2 2 2 3 3 3 4 4 4 1 5 输出样例 #1: 5 输入样例 #2: 4 3 1 2 1 2 3 2 3 4 3 输出样例 #2: 2 算法 (BFS+最短路) $O(n^3)$ 我们把问题转化一下,假设原图中没有添加边,所求的就是点 $1$ 到点 $n$ 的最短路,并且我们已经求出了这个最短路的长度 $dis$。 接下来我们从小到大枚举边权 $x$,每次将 $x$ 加入图中,然后再次求解点 $1$ 到点 $n$ 的最短路 $dis'$,那么增加的最短路长度就是 $dis'-dis$。 我们发现,每次加入一个边都需要重新求解最短路。如果我们使用 Dijkstra 算法的话,每次加入一条边需要 $O(m\log m)$ 的时间复杂度,总的时间复杂度就是 $O(m^2\log m)$,无法通过本题。因此我们需要使用更优秀的算法。 观察到 $n$ 的范围比较小,我们可以考虑使用 BFS 求解最短路。如果边权均为 $1$,那么 BFS 可以在 $O(m)$ 的时间复杂度内求解最短路。那么如果我们只是加入了一条边的话,我们可以将边权为 $x$ 的边看做 $x$ 条边的组合,每次加入该边时,我们就在原始图上添加 $x$ 条边,边权均为 $1$。这样,我们就可以使用一次 BFS 求解最短路了。 但是,我们不得不考虑加入多条边的情况。如果我们还是将边权为 $x$ 的边看做 $x$ 条边的组合,那么我们就需要加入 $x$ 条边,而不是一条边。这样,我们就不能使用 BFS 了。 但是,我们可以使用 Floyd 算法。事实上,我们每次加入边时,只有边权等于 $x$ 的边会发生变化。因此,如果我们枚举边权 $x$ 时,每次只需要将边权等于 $x$ 的边加入图中,然后使用 Floyd 算法重新计算最短路即可。由于 Floyd 算法的时间复杂度为 $O(n^3)$,因此总的时间复杂度为 $O(n^4)$。 时间复杂度 $O(n^4)$ 空间复杂度 $O(n^2)$ C++ 代码 注意点:Floyd算法计算任意两点之间的最短路径,只需要在之前的路径基础上加入新的边构成的新路径进行更新即可。
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