Codeforces Round #462 (Div. 2)題解
阿新 • • 發佈:2018-02-15
題解 codeforce printf 除法 main org def con 一輪
兩兩配對有:
\[ (one[l-1]-two[l-1])-(one[i-1]-two[i-1])+(one[r]-two[r])+two[n] \]
Codeforces Round #462 (Div. 2)
B題……我固執的認為1e18是18位數,導致被hack,花了20分鐘才檢查出這個錯誤,很僵硬
Codeforces 934C
題意
給定一個由\(1\)和\(2\)組成的數列,並且可以將區間\([l,r]\)內的數翻轉一次,求這種情況下數列的\(LIS\)
數列長度\(n \le 2000\)
解題思路
如果不翻轉的話,可以枚舉從1變成2的位置,通過預處理\(1\)和\(2\)數量的前綴和,那麽這個決策點的\(LIS=one[i]+two[n]-two[i]\)。
再考慮翻轉,可以算出翻轉區間內的決策點的\(LIS\)為
\[
one[l-1]+two[i-1]-two[l-1]+one[r]-one[i-1]+two[n]-two[r]
\]
兩兩配對有:
\[ (one[l-1]-two[l-1])-(one[i-1]-two[i-1])+(one[r]-two[r])+two[n] \]
進而固定\(l\),增加\(r\)時,維護\((one[i-1]-two[i-1])\)的最小值,可得當前區間決策的最大值
復雜度\(O(n^2)\)
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn=2018;
int n;
int a[maxn],one[maxn],two[maxn],dev[maxn];
int main(int argc, char const *argv[])
{
scanf("%d",&n);
for (int i=1;i<=n;i++)
scanf("%d",&a[i]);
for (int i=1;i<=n;i++)
{
if(a[i]==1)
{
one[i]=one[i-1]+1;
two[i]=two[i-1];
}
else
{
one[i]=one[i-1];
two[i]=two[i-1 ]+1;
}
}
for (int i=0;i<=n;i++)
dev[i]=one[i]-two[i];
int ans=0;
for (int i=0;i<=n;i++)
{
int minv=dev[i];
for (int j=i;j<=n;j++){
ans=max(dev[i]+dev[j]-minv+two[n],ans);
minv=min(dev[j],minv);
}
}
printf("%d\n",ans);
}
Codeforces 934D
題意
對於給定的\(1 \le p \le 10^{18}\),\(2 \le k \le 2000\),構造多項式\(f(x)=q(x)(x+k)+p\),其中\(f(x)\)的所有系數都\(0 \le a_i \le k\)
解題思路
設\(f(x)=\sum\limits_{i=0}^{d}a_i \cdot x^i\),\(q(x)=\sum\limits_{i=0}^{d-1}b_i \cdot x^i\)
通過多項式長除法,易得\(p=a_0-k \cdot a_1+ \cdots +(-1)^d \cdot k^d\cdot a_d\)
在\(-k\)進制下,系數\(a\)是唯一的
對等式兩端同時模\(k\)取整數 ,可得\(a_0\),減去\(a_0\)除以\(-k\)進入新一輪叠代
AC代碼
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
int ans[200];
int cnt=0;
int main(int argc, char const *argv[])
{
long long p,k;
scanf("%I64d%I64d",&p,&k);
while(p!=0)
{
ans[++cnt]=(p%k+k)%k;
p-=(p%k+k)%k;
p/=(-k);
}
printf("%d\n",cnt);
for (int i=1;i<=cnt;i++)
printf("%d ",ans[i]);
printf("\n");
return 0;
}
Codeforces Round #462 (Div. 2)題解