NOIP 2015 普及组

T1 金币

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题目描述
国王将金币作为工资，发放给忠诚的骑士。第一天，骑士收到一枚金币；之后两天（第二天和第三天），每天收到两枚金币；之后三天（第四、五、六天），每天收到三枚金币；之后四天（第七、八、九、十天），每天收到四枚金币……；这种工资发放模式会一直这样延续下去：当连续 $N$ 天每天收到 $N$ 枚金币后，骑士会在之后的连续 $N+1$ 天里，每天收到 $N+1$ 枚金币。

请计算在前 $K$ 天里，骑士一共获得了多少金币。

输入格式

输入只有 $1$ 行，包含一个正整数 $K$ ，表示发放金币的天数。

输出格式

输出只有 $1$ 行，包含一个正整数，即骑士收到的金币数。

数据范围

对于 $100\%$ 的数据，$1\le K\le 10,000$。

样例说明

样例1：

骑士第一天收到一枚金币；第二天和第三天，每天收到两枚金币；第四、五、六天，每天收到三枚金币。因此一共收到 $1+2+2+3+3+3=14$ 枚金币。

T1分析

送分题，按照题目要求一天一天模拟，两层for循环就可以了，第一层枚举个数，第二层循环枚举所有的数字。

#include 
using namespace std;
int main(){
	int n;
	cin >> n;
	long long sum = 0;
	for(int i = 0; ;i++){
		for(int j = 0; j < i; j++){
			sum += i;
			n--;
			if(n == 0){
				cout << sum << endl;
				return 0;
			}
		}
	}
	return 0;
}

T2 扫雷游戏

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题目描述
扫雷游戏是一款十分经典的单机小游戏。在 $n$ 行 $m$ 列的雷区中有一些格子含有地雷（称之为地雷格），其他格子不含地雷（称之为非地雷格）。玩家翻开一个非地雷格时，该格将会出现一个数字——提示周围格子中有多少个是地雷格。游戏的目标是在不翻出任何地雷格的条件下，找出所有的非地雷格。

现在给出 $n$ 行 $m$ 列的雷区中的地雷分布，要求计算出每个非地雷格周围的地雷格数。

注：一个格子的周围格子包括其上、下、左、右、左上、右上、左下、右下八个方向上与之直接相邻的格子。

输入格式

输入文件第一行是用一个空格隔开的两个整数 $n$ 和 $m$ ，分别表示雷区的行数和列数。

接下来 $n$ 行，每行 $m$ 个字符，描述了雷区中的地雷分布情况。字符’*’表示相应格子是地雷格，字符’?’表示相应格子是非地雷格。相邻字符之间无分隔符。

输出格式

输出文件包含 $n$ 行，每行 $m$ 个字符，描述整个雷区。用’*’表示地雷格，用周围的地雷个数表示非地雷格。相邻字符之间无分隔符。

数据范围

对于 $100\%$ 的数据，$1\le n\le 100,1\le m\le 100$。

T2分析

简单模拟题，其实也是送分题，每次找到一个地雷之后，把他周围的所有数字全部 $+1$ 就可以了

#include 
using namespace std;
const int N = 1e2 + 9;
char a[N][N];
int f[N][N];
int dx[] = {1, -1, 0, 0, 1, -1, 1, -1};
int dy[] = {0, 0, -1, 1, 1, -1, -1, 1};
int main() {
    int n, m;
    cin >> n >> m;
    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        for (int j = 1; j <= m; j++) {
            cin >> a[i][j];
            if (a[i][j] == '*') {
                for (int k = 0; k < 8; k++) {
                    int x = i + dx[k];
                    int y = j + dy[k];
                    f[x][y]++;
                }
            }
        }
    }
    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        for (int j = 1; j <= m; j++) {
            if (a[i][j] == '*') {
                cout << '*';
            } else {
                cout << f[i][j];
            }
        }
        cout << endl;
    }
    return 0;
}

T3 求和

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题目描述
一条狭长的纸带被均匀划分出了 $n$ 个格子，格子编号从 $1$ 到 $n$。每个格子上都染了一种颜色 $colo{r}_i$ 用 $[1,m]$ 当中的一个整数表示），并且写了一个数字 $numbe{r}_i$。

定义一种特殊的三元组：$(x,y,z)$，其中 $x,y,z$ 都代表纸带上格子的编号，这里的三元组要求满足以下两个条件：

1. $x,y,z$ 是整数，$x<y<z,y-x=z-y$

2. $colo{r}_x=colo{r}_z$

满足上述条件的三元组的分数规定为 $(x+z)\times (numbe{r}_x+numbe{r}_z)$。整个纸带的分数规定为所有满足条件的三元组的分数的和。这个分数可能会很大，你只要输出整个纸带的分数除以 $10,007$ 所得的余数即可。

输入格式

第一行是用一个空格隔开的两个正整数 $n$ 和 $m,n$ 表纸带上格子的个数， $m$ 表纸带上颜色的种类数。

第二行有 $n$ 用空格隔开的正整数，第 $i$ 数字 $number$ 表纸带上编号为 $i$ 格子上面写的数字。

第三行有 $n$ 用空格隔开的正整数，第 $i$ 数字 $color$ 表纸带上编号为 $i$ 格子染的颜色。

输出格式

共一行，一个整数，表示所求的纸带分数除以 $10,007$ 所得的余数。

数据范围

对于第 $1$ 组至第 $2$ 组数据，$1\le n\le 100$，$1\le m\le 5$；

对于第 $3$ 组至第 $4$ 组数据，$1\le n\le 3000$，$1\le m\le 100$；

对于第 $5$ 组至第 $6$ 组数据，$1\le n\le 100000$，$1\le m\le 100000$，且不存在出现次数超过 $20$ 的颜色；

对于全部 $10$ 组数据，$1\le n\le 100000$，$1\le m\le 100000$，$1\le colo{r}_i\le m$，$1\le numbe{r}_i\le 100000$。

样例说明

样例1：

纸带如题目描述中的图所示。

所有满足条件的三元组为：$(1,3,5)$，$(4,5,6)$。

所以纸带的分数为 $(1+5)\times (5+2)+(4+6)\times (2+2)=42+40=82$。

T3分析

观察数据范围，首先前两组 $n\le 100$ 所以直接 $O(n^3)$ 暴力即可获得 $20\%$ 分

继续观察题目要求，可以看到首先我们要满足第一个条件 $y-x=z-y$，左右移动后可以得到式子 $x+z=2\ast y$ 从这里我们可以知道，$2\ast y$ 必然是一个偶数，而 $x+z=2\ast y$ 那就意味着 $x,z$ 要么同是奇数要么同是偶数，当然如果不理解这个其实自己举个例子也就能发现了

继续往后看可以发现，我们所需要计算的贡献是跟 $y$ 无关的，所以第一个式子可以得到一个结论，$x,z$ 是同奇同偶的，在这个条件下我们可以发现，任意两个奇偶性相同的 $x,z$ 必然存在一个 $y$ 使得 $y-x=z-y$ ，所以也就意味着只要奇偶性相同的两个数字 $x,z$ 就一定可以满足 第一个条件

在有了这个条件后，其实 $40\%$ 的分数就可以获得了,只要暴力枚举 $x,z$ 即可获得 $40\%$ 的分数

接下来看第二个条件，也就是 $colo{r}_x=colo{r}_z$，也就是说只要 $x,z$ 奇偶性相同，并且颜色相同，那这组 $x,z$ 就可以作为一组三元组的解，将贡献加到答案中

其实 $60\%$ 的数据也在提示这一点，接下来的考虑方向应该是颜色！

所以我们可以先将纸带进行奇偶的区分，将奇数部分和偶数部分单独取出，对于两部分分别取出颜色相同的所有元素，这部分所有元素就是可以任意两两组合成合法三元组的 $x,z$ ，那我们现在要做的就是计算这组元素的贡献和

假设我们取出一组元素，比如取出一组同一个颜色的奇数元素，将这组元素的下标看做 $a_1,a_2...$ 这组元素的 $number$ 看做 $n_1,n_2...$ ，任意两两组合计算贡献，可以得到如下式子

化简后的结果就是快速计算这组贡献和的方法，所以这里只需要在分别讨论奇偶的情况下，记录下同一个颜色的前缀下标和，前缀数字和，前缀数字乘下标的和，即可 $O(n)$ 计算出结果

#include
#include
#include
#include
#include
using namespace std;
long long n,m,num[100005],cont[2][100005],cl;
long long sum1[3][100005],sum2[3][100005];
long long ans;
int main(){
    scanf("%lld%lld",&n,&m);
    for(int i = 1; i <= n; i++){
        scanf("%lld",&num[i]);
    }
    for(int i = 1; i <= n; i++){
        scanf("%lld",&cl);
        if(i % 2 == 1){
            ans = (ans + sum1[0][cl] % 10007 + i * sum1[1][cl] % 10007 + num[i] * sum1[2][cl] % 10007 + cont[0][cl] * i * num[i] % 10007) % 10007;
            sum1[0][cl] = (sum1[0][cl] + num[i]*i) % 10007;
            sum1[1][cl] = (sum1[1][cl] + num[i]) % 10007;
            sum1[2][cl] = (sum1[2][cl] + i) % 10007;
            cont[0][cl]++;
        } else {
            ans = (ans + sum2[0][cl] % 10007 + i * sum2[1][cl] % 10007 + num[i] * sum2[2][cl] % 10007 + cont[1][cl] * i * num[i] % 10007) % 10007;
            sum2[0][cl] = (sum2[0][cl] + num[i] * i) % 10007;
            sum2[1][cl] = (sum2[1][cl] + num[i]) % 10007;
            sum2[2][cl] = (sum2[2][cl] + i) % 10007;
            cont[1][cl]++;
        }
    }
    printf("%lld",ans % 10007);
}

T4 推销员

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题目描述
阿明是一名推销员，他奉命到螺丝街推销他们公司的产品。螺丝街是一条死胡同，出口与入口是同一个，街道的一侧是围墙，另一侧是住户。螺丝街一共有 $N$ 家住户，第i家住户到入口的距离为 $S_i$ 米。由于同一栋房子里可以有多家住户，所以可能有多家住户与入口的距离相等。阿明会从入口进入，依次向螺丝街的 $X$ 家住户推销产品，然后再原路走出去。

阿明每走 $1$ 米就会积累 $1$ 点疲劳值，向第 $i$ 家住户推销产品会积累 $A_i$ 点疲劳值。阿明是工作狂，他想知道，对于不同的 $X$ ，在不走多余的路的前提下，他最多可以积累多少点疲劳值。

输入格式

第一行有一个正整数 $N$ ，表示螺丝街住户的数量。

接下来的一行有 $N$ 个正整数，其中第 $i$ 个整数 $S_i$ 表示第 $i$ 家住户到入口的距离。数据保证 $S_1\le S_2\le \dots \le S_n<10^8$。

接下来的一行有 $N$ 个正整数，其中第 $i$ 个整数 $A_i$ 表示向第i户住户推销产品会积累的疲劳值。数据保证 $A_i<10^3$。

输出格式

输出 $N$行，每行一个正整数，第i行整数表示当 $X=i$ 时，阿明最多积累的疲劳值。

数据范围

对于 $20\%$ 的数据，$1\le N\le 20$；

对于 $40\%$ 的数据，$1\le N\le 100$；

对于 $60\%$ 的数据，$1\le N\le 1000$；

对于 $100\%$ 的数据，$1\le N\le 100000$。

样例说明

样例1：

$X=1$: 向住户 $5$ 推销，往返走路的疲劳值为 $5+5$，推销的疲劳值为 $5$ ，总疲劳值为 $15$。

$X=2$ : 向住户 $4$ 、 $5$ 推销，往返走路的疲劳值为 $5+5$ ，推销的疲劳值为 $4+5$ ，总疲劳值为 $5+5+4+5=19$。

$X=3$: 向住户 $3$ 、$4$、$5$ 推销，往返走路的疲劳值为 $5+5$ ，推销的疲劳值 $3+4+5$，总疲劳值为 $5+5+3+4+5=22$。

$X=4$ : 向住户 $2$、$3$、$4$、$5$ 推销，往返走路的疲劳值为 $5+5$ ，推销的疲劳值 $2+3+4+5$，总疲劳值 $5+5+2+3+4+5=24$。

$X=5$ : 向住户 $1$、$2$、$3$、$4$、$5$ 推销，往返走路的疲劳值为 $5+5$，推销的疲劳值 $1+2+3+4+5$，总疲劳值 $5+5+1+2+3+4+5=25$。

样例2：

$X=1$ ：向住户 $4$ 推销，往返走路的疲劳值为 $4+4$ ，推销的疲劳值为 $4$ ，总疲劳值 $4+4+4=12$。

$X=2$ ：向住户 $1$、$4$ 推销，往返走路的疲劳值为 $4+4$ ，推销的疲劳值为 $5+4$ ，总疲劳值 $4+4+5+4=17$ 。

$X=3$ ：向住户 $1$ 、$2$、$4$ 推销，往返走路的疲劳值为 $4+4$ ，推销的疲劳值为 $5+4+4$，总疲劳值 $4+4+5+4+4=21$ 。

$X=4$ ：向住户 $1$、$2$、$3$、$4$ 推销，往返走路的疲劳值为 $4+4$，推销的疲劳值为 $5+4+3+4$，总疲劳值 $4+4+5+4+3+4=24$。或者向住户 $1$、$2$、$4$、$5$ 推销，往返走路的疲劳值为 $5+5$ ，推销的疲劳值为 $5+4+4+1$ ，总疲劳值 $5+5+5+4+4+1=24$。

$X=5$ ：向住户 $1$、$2$、$3$、$4$、$5$ 推销，往返走路的疲劳值为 $5+5$ ，推销的疲劳值为 $5+4+3+4+1$ ，总疲劳值 $5+5+5+4+3+4+1=27$ 。

T4分析

前 $40\%$ 分的数据有各种奇怪的做法…都可以

注意这里有句话 不走多余的路，所以简单分析一下题目就可以得到题意：$N$ 选 $X$ 的贡献其实就是对于我们所选的 $X$ 家，总的疲劳值是$2\ast max(s[i])+\sum a[i]$

那么正过来想，对于 $X=1$ 的时候必然是选最大的 $2\ast s[i]+a[i]$
那么接着往下，$X=2$ 其实无非就是在 $X=1$ 的前提下，再选一家推销，而这里可以发现，如果上一次选的是 $now$，这次选 $i$ 则可以发现，如果选在上一次选的左边，即 $i<now$ 那贡献只有 $a[i]$ 而如果选在右边即 $i>now$，贡献则是 $a[i]+2\ast (s[i]-s[now])$
而 $X=2$ 的最大值必然存在于这两种情况里，所以由此可以推导出，每一步都可以这样来选

当然也可以倒过来验证这个思想，对于 $X=N$ 时，必然是所有人都选，在这个前提下考虑 $X=N-1$
我们当然是去掉贡献最小的，就会得到 $X=N-1$ 时的最大贡献值，继续往下每次减去最小影响的那户人即可

所以这个贪心思路无疑是没有问题的，那么接下来就是如何实现的问题了，对于现在处于第 $now$ 家时，我们可以发现，对于 $i<now$ 的所有住户只要求出最大的 $a[i]$ 即可这一步我们完全可以用一个优先队列或者堆来维护

而右边部分我们要维护的则是 $2\ast (s[i]-s[now])+a[i]$，每次在两种情况中选取最大值即可

当然这里存在一种特殊情况，那就是如果左边和右边两边对当前这一步的贡献值一样，该选哪一边？

其实取取谁都一样，这个很容易证明，我们当前处于 $now$,现在有 $k1<now$ 和 $k2>now$ 同时满足当前贡献最大的情况，那么我们这一步如果选 $k1$,那必然会使得 $k2$ 的影响变得更大，因为距离更远了，所以我们下一步必然会选 $k2$，而如果这一步选的是 $k2$，$k1$ 本就是左边 $a[i]$ 中最大的，虽然选取 $k2$ 后会使得处于左边的数变多，但是原本在 $now$ 右边的点在额外附加了 $2\ast (s[i]-now)$ 之后的 $a[i]$ 都没有 $a[k1]$ 大，那就算点变多了，左边最大的依旧是 $k1$，所以下一步必然会选择 $k1$

这里如果右边的点不使用优先队列维护的话，时间复杂度最好情况下是 $O(nlogn)$，最坏情况下是 $O(n^2)$ 看数据，有可能因为常数部分会被卡超时，如果数据较为平均则能卡过去

#include
using namespace std;
const int maxn=100010;
int n, s[maxn], a[maxn], curr, maxL, ans;
struct Node{
    int i, v;
    bool operator < (const Node& a)const{
        return v < a.v;
    }
}node,maxR;
priority_queueqR;
priority_queueqL; 
int main(){
    scanf("%d", &n);
    for(int i = 1; i <= n; i++){
        scanf("%d", &s[i]);
    }
    for(int i = 1; i <= n; i++){
        scanf("%d",&a[i]);
    }
    for(int i = 1; i <= n; i++){
        node.i = i;
        node.v = 2 * s[i] + a[i];
        qR.push(node);
    }
    for(int x = 1; x <= n; x++){
        maxL = maxR.v = 0;
        if(!qL.empty()){
            maxL = qL.top();
        }
        while(!qR.empty() && qR.top().i <= curr){
            qR.pop();
        }
        if(!qR.empty()){
            maxR=qR.top();
        }
        if(maxL < maxR.v - 2 * s[curr]){//当两者相等时取哪边都一样 
            ans += maxR.v - 2 * s[curr];
            for(int k = curr + 1; k < maxR.i; k++){
                qL.push(a[k]);
            }
            curr = maxR.i;
            qR.pop();
        } else {
            ans += maxL;
            qL.pop();
        }
        printf("%d\n",ans);
    }
    return 0;
}