题解 - Codeforces Round #637 (Div. 2,A-E)
C o d e f o r c e s R o u n d 637 ( D i v . 2 A − E ) \mathrm{Codeforces\ Round \ 637 \ (Div. 2\ A-E) } Codeforces Round 637 (Div.2 A−E)
A . N a s t y a a n d R i c e \mathrm{A.Nastya\ and \ Rice } A.Nastya and Rice
难度： ∗ 1000 *1000 ∗1000
题目描述 ：传送门
S o l \mathrm{Sol} Sol
- 简单题，因为 a i ∈ [ a − b , a + b ] , ∑ a i ∈ [ c − d , c + d ] a_i∈[a-b,a+b],\sum a_i∈[c-d,c+d] ai∈[a−b,a+b],∑ai∈[c−d,c+d]。那么我们只要判断对于每个 a i a_i ai最差以及最好的情况与 [ c − d , c + d ] [c-d,c+d] [c−d,c+d]进行比较即可。
C o d e \mathrm{Code} Code
#include B . N a s t y a a n d D o o r \mathrm{B.Nastya\ and \ Door } B.Nastya and Door
难度： ∗ 1300 *1300 ∗1300
题目描述 ：传送门
S o l \mathrm{Sol} Sol
- 模拟题，我们统计一个 P e a k s o f m o u n t a i n s \mathrm{Peaks\ of \ mountains} Peaks of mountains的数量的前缀和，然后去枚举每一个长度为 k k k的合法的开区间，然后用前缀和查询，最后再枚举一便找到一个解就可以，并且最后不要忘记加 1 1 1。
C o d e \mathrm{Code} Code
#include C . N a s t y a a n d S t r a n g e G e n e r a t o r \mathrm{C.Nastya\ and \ Strange \ Generator } C.Nastya and Strange Generator
难度： ∗ 1500 *1500 ∗1500
题目描述 ：传送门
S o l \mathrm{Sol} Sol
- 结论题：如果序列 p p p可以分为多个小段，那么每个小段都是以 1 1 1为公差的递增等差数列，则可以成功构造。具体证明就不写了(qwq
C o d e \mathrm{Code} Code
#include D . N a s t y a a n d S c o r e b o a r d \mathrm{D.Nastya\ and \ Scoreboard } D.Nastya and Scoreboard
难度： ∗ 1800 *1800 ∗1800
题目描述 ：传送门
S o l \mathrm{Sol} Sol
-
比较基础的 D P DP DP以及贪心
-
我们首先设 f i , j f_{i,j} fi,j为到第 i i i块用了 j j j个额外木棒是否能够构成数字。转移就很简单： f i , j ∣ = [ k = 0 9 ] f i − 1 , j − c i , k f_{i,j}|=[_{k=0}^{9}]f_{i-1,j-c_{i,k}} fi,j∣=[k=09]fi−1,j−ci,k。 c i , j c_{i,j} ci,j是：第 i i i块变成数字 j j j的需要木棒数(如果无法变，那么 c i , j = i n f c_{i,j}=inf ci,j=inf)，可以预处理得到。
-
然后我们再用 g i , j g_{i,j} gi,j到第 i i i块用 j j j根木棒需要变成的数字，转移时修改即可。
-
我们还有一个贪心策略，就是从高位做到低位即可。
C o d e \mathrm{Code} Code
#include E . N a s t y a a n d U n e x p e c t e d G u e s t \mathrm{E.Nastya\ and \ Unexpected \ Guest } E.Nastya and Unexpected Guest
难度： ∗ 2300 *2300 ∗2300
题目描述 ：传送门
S o l \mathrm{Sol} Sol
-
首先我们来
感谢素质出题人没对 d i d_i di排序 -
我们回到这题：我们先设 f i , j f_{i,j} fi,j表示到 d i d_i di，以及对于不完整的一个周期 ( g + r ) (g+r) (g+r)多出 j j j秒的最小周期数（因为周期与周期之间本质相同的）。
-
然后对于每一个关键点分类讨论（即向左，向右）这边我们具体来讲一下向左。假设此时为 d i d_i di，那么左边即为 d i − 1 d_{i-1} di−1（注意边界），以及不往左走前已经多出来 j j j秒。
-
如果 ( d i − d i − 1 + j ) < g (d_i-d_{i-1}+j)
(di−di−1+j)<g ，那么 f i − 1 , ( d i − d i − 1 + j ) = f i , j f_{i-1,(d_i-d_{i-1}+j)}=f_{i,j} fi−1,(di−di−1+j)=fi,j -
如果 ( d i − d i − 1 + j ) = g (d_i-d_{i-1}+j)=g (di−di−1+j)=g，那么 f i − 1 , 0 = f i , j + 1 f_{i-1,0}=f_{i,j}+1 fi−1,0=fi,j+1。应为一个周期满了，需要重开一个(很显然)
-
-
到这里我们发现边权只存在 0 , 1 0,1 0,1，那么我们只需要 01 b f s 01bfs 01bfs即可。具体的就是搞个双端队列，对于边权为 1 1 1的 p u s h b a c k pushback pushback否者 p u s h f r o n t pushfront pushfront
C o d e \mathrm{Code} Code
#include