【線上筆試題解題報告系列】網易2017校招內推筆試之程式設計題【持續更新】
網易今年把內推筆試放在牛客網上辦,然後出了一批程式設計題。
題目在:
一共18個,好多(不同崗位抽3個不同的題的樣子)……
慢慢寫吧,做一題寫一題。
以下題解將假定讀者有下列知識,對下面所列舉的細節不再贅述。
(如果有必要對此進行教學的,請站內信我)
C/C++的基本語法
同餘的基本性質
(如果覺得一些細節還要講的更具體的,也歡迎站內信)
飢餓的小易
完整的思考思路:
懶人請跳過前2份程式碼和講解,謝謝!
考慮正向列舉,直覺上,直接放棄——對無解的情況,你得每一步都考慮展開,每一步展開就2個分支,10萬步最多2^100000個分支,怎麼可能算完……
(我們回頭看看這個做法)
那就考慮逆向列舉。
但是還有一個問題:位置的下標還是指數級增長的(x->x*4+3或x*8+7)
注意到,貝殼總生長在能被1,000,000,007(之後寫作1e9+7)整除的位置。
利用這一點,考慮同餘的性質,把下標用%1e9+7後的結果表示(因為我根本不在乎,最後具體數值,我只在意,下標是不是1e9+7的倍數)。
然後來倒著做:
從0(下標是1e9+7的情況)開始倒著推算,正著計算是先乘再加,倒著就要先減再除。
——減成了負數怎麼辦?
——加上1e9+7,變成等價正數(或者說,計算出其加法逆元)
——不能整除怎麼辦?就說明不可往後推嗎?
——我上來就踩了這個坑……
除法並沒有同餘的性質,但是我們還有乘法逆元。
/4,在%1e9+7的意義下,等價於乘(1e9+8)/4=(2.5e8+2)
/8,在%1e9+7的意義下,等價於乘(1e9+8)/8=(1.25e8+1)
——然後我們愉快的用乘法替代除法吧!
ok,這樣倒推最多100000步,記錄每個數有沒有被訪問過,訪問過就不要重複展開(像BFS一樣),得到一個表,記錄了每個數變為0要多少步
——試驗執行一下,發現好像這部分的計算飛快啊!
之後管他來什麼數,直接查表,表裡沒有,就是100000步達不到的,否則100000步可達,輸出結果。
#include <stdio.h> #include <ctype.h> #include <string.h> #include <stdlib.h> #include <limits.h> #include <math.h> #include <algorithm> #include <map> #include <queue> using namespace std; typedef long long ll; const int mod=1e9+7; map<int,int> dis; int main(){ dis[0]=0; queue<int> q; q.push(0); while(!q.empty()){ int x=q.front();q.pop(); int y1=(x-7+mod)%mod; y1=((long long)(125000001LL)*y1)%mod; if(!dis[y1]){ dis[y1]=dis[x]+1; if(dis[y1]<100000){ q.push(y1); } } int y2=(x-3+mod)%mod; y2=((long long)(250000002LL)*y2)%mod; if(!dis[y2]){ dis[y2]=dis[x]+1; if(dis[y2]<100000){ q.push(y2); } } } int n; while(~scanf("%d",&n)){ printf("%d\n",dis[n]?dis[n]:-1); } return 0; }
這樣能通過了。
但是回頭思考一下,不對啊!
這麼做,最壞情況下也得展開2^100000個點啊,就算倒推角度,明確縮小了範圍到1e9+7以內,但是1e9+7仍然很多!
那麼正著做呢?
於是勇敢的寫一發,直接提交,也通過了!
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
#include <map>
#include <queue>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int mod=1e9+7;
map<int,int> dis;
int main(){
int n;
while(~scanf("%d",&n)){
dis[n]=0;
queue<int> q;
q.push(n);
while(!q.empty()){
int x=q.front();q.pop();
int y1=(x*8LL+7)%mod;
if(!dis[y1]){
dis[y1]=dis[x]+1;
if(dis[y1]<100000){
q.push(y1);
}
}
int y2=(x*4LL+3)%mod;
if(!dis[y2]){
dis[y2]=dis[x]+1;
if(dis[y2]<100000){
q.push(y2);
}
}
}
printf("%d\n",dis[0]?dis[0]:-1);
}
return 0;
}
但是上面2種做法,都很慢,用時顯示都有300ms以上了。
繼續思考:
既然正著做,去重,不重複展開就能過,那就說明重複非常非常多(你可以試試看在倒著做的程式碼裡,輸出有多少能達到的,只有30萬個),但是為什麼有那麼多?
觀察變換形式,並做變形:
4x+3=4(x+1)-1
8x+7=8(x+1)-1
如果多層巢狀呢?
y=4x+3
8y+7=8((4(x+1)-1)+1)-1=8(4(x+1))-1=32(x+1)-1
如果你多列舉一些,就會發現,能變換出的數的形式都是:
a(x+1)-1,其中a是2的>=2的冪次數(4、8、16、32、64、……)
我們能否利用這個特點呢?
當然能!
考慮直接列舉那個a,從2^2一直到……等等,最大是2的多少次?
答:直接考慮最大情況,每次變換都選擇8x+7那種,也就是,每次a乘上8,也就是說,最壞是(2^3)^100000=2^300000次
所以,列舉a,從2^2次,一直到2^300000次
然後,對每個a檢查一下,乘起來結果%1e9+7是不是0,如果是0,說明100000次之內有解
——問:那最小要執行幾次變換?
答:我們直接貪心,儘量讓a乘8(乘2次8和乘3次4一樣大,當然是乘8越多,變換次數越少)
——問:如果我發現a==2^5或a==2^4的時候滿足要求,但是5和4才不能表示成3的倍數,怎麼辦?
答:別忘了你手上還有4x+3的變換(就是a乘4的變換)
對5這種情況,除以3餘2,那剛好,用一次乘4的變換就行了
對4這種情況,除以3餘1,我們考慮,消去一個乘8的變換,用2個乘4的變換代替並補足。
計算上,直接/3作為結果,如果有餘數,就要結果再加1次
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
#include <map>
#include <queue>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int mod=1e9+7;
int main(){
int n;
while(~scanf("%d",&n)){
int times=4;
int ans=100001;
for(int i=1;i<=300000;++i){
int x=((long long)(n)*times+times-1)%mod;
if(x==0){
ans=(i+1)/3+((i+1)%3?1:0);
break;
}
times=times*2%mod;
}
printf("%d\n",ans>100000?-1:ans);
}
return 0;
}
擺脫了神慢的map之後,這份程式碼的速度非常理想,用時不足1ms。
不要二
完整的思考過程:
首先把歐幾里得距離不能等於2這個條件轉化一下。
( (x1-x2) * (x1-x2) + (y1-y2) * (y1-y2) ) 的算術平方根不能等於2
也就是(2點x的差值的平方+2點y的差值的平方)的算數平方根不能等於2
考慮差值的平方可能的取值範圍:0、1、4、9、……
怎麼湊出4呢?
有且僅有1種方案:一個是0,一個是4
轉化一下,用自然語言描述:對任何一個放了蛋糕的點(x,y),不能在其上下左右相差2格的地方((x-2,y),(x+2,y),(x,y-2),(x,y+2))放蛋糕。
這樣一轉化,你連乘法、開平方都不用了,只用加減就能描述了。
但是這個怎麼放仍然是很大的問題!
下面用x表示放蛋糕,o表示不放蛋糕
考慮從小規模解決,比如一行:
對寬度為1,直接放
x
對寬度為2,仍然直接放
xx
對寬度為3,中間一個肯定能放,左右兩邊2選1,那就先選左邊的:
xxo
對寬度為4,第1和第3個位置衝突,第2和第4個位置衝突,仍然貪心放左邊:
xxoo
對寬度為5,第1和第3個位置衝突,第2和第4個位置衝突,第3和第5個位置衝突
放第3個位置太吃虧了,打死都不放,放第1和第5個位置
第2和第4個位置隨便選一個,仍然選靠左的:
xxoox
一直往下延伸,你會發現,下面這個放法一定不吃虧:
xxooxxooxxooxxooxxooxxooxxoo……
(放2個,不放2個,放2個,不放2個,一直延續)
一行的問題解決了,考慮往多行放:
第二行直接照抄第一行,一點事也沒有
但是第三行不能照抄(注意y方向也有位置衝突)
轉而考慮列方向,也能得到第一列、第二列xxooxxooxxoo延續下去不吃虧
那第三行、第三列怎麼辦?
我們優先採納行號、列號小的方案,然後發現第3~4行、第3~4列的2*2區間,他們能放,而且和之前的不衝突!
那就放下去啊!
然後我們發現,第三行和第一行相反的放置,就沒有任何問題了,第四行同理,第三、第四列也是這樣。
這樣不斷延伸,我們得到
xxooxxooxxooxxo
xxooxxooxxooxxo
ooxxooxxooxxoox
ooxxooxxooxxoox
xxooxxooxxooxxo
xxooxxooxxooxxo
ooxxooxxooxxoox
ooxxooxxooxxoox
這樣的圖案
——是不是覺得很像國際象棋棋盤?
這樣,你可以選擇暴力把整個圖案畫出來,然後統計多少格子有放蛋糕,作為答案。
當然也可以選擇,直接數學計算:
算出第1、第3行各自能放多少
之後因為是每4行迴圈,直接算迴圈多少次,差多少就直接補差的行。
這麼做,時間複雜度O(1),用時小於1ms的。
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
int main(){
int n,m;
while(~scanf("%d%d",&n,&m)){
int firstrow=(m/4*2)+((m%4)<2?m%4:2);
int secondrow=(m/4*2)+((m%4)>2?m%4-2:0);
int ans=(n/4)*(firstrow+secondrow)*2;
switch(n%4){
case 3:ans+=secondrow;
case 2:ans+=firstrow;
case 1:ans+=firstrow;
}
printf("%d\n",ans);
}
return 0;
}
數列還原
注意到,最多10個數未知。
如果列舉10個數的所有排列呢?
10!=3628800,才400萬不到
考慮到,一般認為電腦1s能做1~2億次運算
那麼我們暴力列舉所以排列是可行的。
但是對每個排列,如何計算其順序對數呢?
第一反應,直接填進去,n^2暴力計算順序對數,
這個方案有點太離譜了——好慢,要算~5000次,這是受不了的。
我們能不能預先計算好大部分結果,對每個排列只用很小的計算量來解決呢?
考慮拆分順序對總數
順序對總數=已經填進去的數之間的順序對數+沒有填進去的數之間的順序對數+已經填進去和沒有填進去的數之間的順序對數
第一部分:只用算1次就行了,複雜度n^2的都是能輕鬆接受的
第二部分:對算出來的每種排列,直接暴力計算吧,計算量最多隻有10*9/2
第三部分:直接預先算好。預先計算出每個未填的數在每個位置上,能與預先填寫好的陣列成的順序對數。
在實現的時候,對每個未填入的數,掃2遍:
一遍從左到右,用一個變數記錄,到當前位置比這個未填的數小的數的數量。如果掃到空位,那就記錄結果(即,假設這個數填入這個空位)
還有一遍從右到左,來計算比這個未填的數大的數的數量。
這個預處理的計算量很小,10*100*2
最後,列舉每種排列,暴力計算排列內的順序對數量,然後查詢第三部分預處理結果,對一個排列,計算量只有45+10=55,遠小於5000多次。
所以最後用時<1ms。(其實我懷疑資料偏弱了……)
最後,我的實現裡,加了2個額外的判斷
1、k>最大可能順序對數,直接輸出0
2、k<已填入的數之間的順序對數,直接輸出0
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
int a[105];
bool appear[105];
int missidx[15];
int missnum[15];
int misscnt=0;
int smaller[105][105];
int larger[105][105];
int calc_orderedPairs(int *num,int n){
int ans=0;
for(int i=1;i<n;i++){
if(num[i])
for(int j=0;j<i;j++){
if(num[j]&&num[j]<num[i]){
++ans;
}
}
}
return ans;
}
int main(){
int n,k;
scanf("%d%d",&n,&k);
if(k>n*(n-1)/2){
puts("0");
return 0;
}
for(int i=0;i<n;i++){
scanf("%d",&a[i]);
if(!a[i])missidx[misscnt++]=i;
else appear[a[i]]=1;
}
misscnt=0;
for(int i=1;i<=n;i++){
if(!appear[i]){
missnum[misscnt++]=i;
}
}
//given inner
int given=calc_orderedPairs(a,n);
if(given>k){
puts("0");
return 0;
}
//given and not given
for(int i=0;i<misscnt;++i){
int small=0,large=0;
for(int j=0;j<n;j++){
if(!a[j]){
smaller[j][missnum[i]]=small;
}
else if(a[j]<missnum[i])++small;
}
for(int j=n-1;j>=0;--j){
if(!a[j]){
larger[j][missnum[i]]=large;
}
else if(a[j]>missnum[i])++large;
}
}
int ans=0;
//not given
do{
int inner=calc_orderedPairs(missnum,misscnt);
for(int i=0;i<misscnt;++i){
inner+=smaller[missidx[i]][missnum[i]];
inner+=larger[missidx[i]][missnum[i]];
}
if(inner+given==k) ++ans;
}while(next_permutation(missnum,missnum+misscnt));
printf("%d\n",ans);
return 0;
}
合唱團
……想了半天,居然想不出來如何解釋狀態轉移方程是怎麼想出來的。這隻能說,是套路。
這個思考過程待填,下面直接說狀態的定義。
f [ i ] [ j ] [ 最大 / 最小 ]
分別表示,以第i個人為最後一個(也是必選的)人,加上這個人,已經選了 j 個人,最大可能的乘積和最小可能的乘積。
——為什麼不是隻記錄最大的,還要記錄最小的?
——因為最小的,很可能是一個負數,有著極大的絕對值,再乘一個負數,就變成最大的正數,也就是最優解了。
然後考慮,這個狀態由哪些狀態轉移過來?
j 人,明顯是從j-1個人的狀態,最後加1個人(當前考慮的 i )而來。
第 i 人,根據題目要求,編號差不能大於d。那我們就往前觀察最多d個人,從i-d到i-1,選了j-1個人中,選擇和自己相乘,最大/最小的。
注意考慮邊界條件:只選了一個人,就是 i 自己。
最後,解很大,請使用long long(C++)/ long (Java、C#)來儲存中間計算結果。
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
int a[55];
ll f[55][15][2];
int main(){
int n,kk,d;
scanf("%d",&n);
for(int i=1;i<=n;++i){
scanf("%d",&a[i]);
}
scanf("%d%d",&kk,&d);
ll ans=0;
for(int i=1;i<=n;i++){
f[i][1][0]=f[i][1][1]=a[i];
for(int j=2;j<=kk;++j){
for(int k=i-1;k>=max(i-d,1);--k){
f[i][j][0]=max(f[i][j][0],max(f[k][j-1][0]*a[i],f[k][j-1][1]*a[i]));
f[i][j][1]=min(f[i][j][1],min(f[k][j-1][0]*a[i],f[k][j-1][1]*a[i]));
}
}
ans=max(ans,max(f[i][kk][0],f[i][kk][1]));
}
printf("%lld\n",ans);
return 0;
}
數字遊戲
一開始沒仔細看,稍微想了一下——
網易你好無聊,抄Google出過的題……
看上去google的還強不少!
當時毫不動腦把小資料過掉了,之後過了40多分鐘,想出來大資料的正解……
我們直接說弱化版(網易的版本)應該如何思考吧……
既然選擇結果與輸入順序無關,那就閉著眼睛先排序……
首先我們必須要1個1,不然連1都湊不出來
有1以後,看看要湊2怎麼辦?
1、再來個1,1+1=2
2、來個2,直接得到2
如果更大的數呢?2就湊不出來了,不行。
然後考慮湊3:
如果開始是2個1,那我需要來一個1,1+1+1,或者一個2,1+2,或者一個3,直接成3,但是下一個數是4可不行——湊不出來了
如果開始是一個1,一個2,1+2直接得到3
不停往下考慮,你會發現:
如果我現在前面幾個數能湊出1~x,對下一個數a
——如果a>x+1,那麼x+1就是最小的湊不出來的數
——否則,這個數a能讓湊出來的範圍變成1~x+a
——這個很顯然的,只要a+1、a+2、a+3,一直到a+x,就行了。
所以,解法很直接:
排序,然後從最小的到最大,一個個看能否接續下去,擴大從0開始能連續表達的整數範圍,如果能,繼續往下,否則我們就找到了最小的,不能被表達的整數。
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
int a[1005];
int main(){
int miss=0;
int n;
scanf("%d",&n);
for(int i=0;i<n;i++)scanf("%d",&a[i]);
sort(a,a+n);
for(int i=0;i<n;i++){
if(a[i]>miss+1) break;
miss+=a[i];
}
printf("%d\n",miss+1);
return 0;
}
——順帶一提,練習裡好像為了大家都能過,把資料範圍削弱到,最多20個數,考試時是100個……
20個的情況下,暴力列舉即可。但是你寫暴力列舉,寫出來比正解長、跑的比正解慢……
至於上面提到的,google的原始版本,推薦大家自行思考一下,思路類似。
(我的題解沒看懂的,去看google版本的吧)
地牢逃脫
這個題面寫的真差!花了一些時間,去揣摩題意,才猜到大概。
“地牢的出口可能在任意某個可以通行的位置上”
還有,“最壞情況下,他需要多少步才可以離開這個地牢”
——這兩句話在一起,導致題意很不明確
第一反應:我去,這傢伙要猜終點?猜終點的話,所有可行方格踏完才知道終點在哪裡都有可能啊!
然後看樣例輸出,說是3步就行,放在右下角就行,走過去步數是最大的。
猜一發,是要我們找一個點放出口,使得牛牛走出去的最優方案的步數是最大的?
如果是這個題意的話,等價於:
求距離牛牛起始位置最遠的點,走到那裡所需要的步數。
這個是很傳統的廣度優先搜尋(下簡稱BFS)的使用。
具體到這個題上,起點最短距離為0,其他點設定成無窮大,然後起點放進佇列。
之後,佇列非空的時候,取出佇列第一個元素,對這個點,嘗試向所有資料裡給出的步伐方向走一走,能走的走過去,看看能否更新最短距離,能就更新,並把這個目的點放入佇列。
最後遍歷距離陣列,有走不到的空點就輸出-1,否則輸出最遠的點的距離。
沒寫過的,或者想確認細節的,直接看程式碼吧。
(還看不懂的,天貓上買一本《資訊學奧賽一本通》,看到第二部分 基礎演算法的第八章 廣度優先搜尋,自己去學習一下。)
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
#include <queue>
using namespace std;
typedef long long ll;
int n,m;
int direction[55][2];
int dcnt;
char ground[55][55];
int dis[55][55];
struct Point{
int x,y;
Point(){}
Point(int _x,int _y):x(_x),y(_y){}
Point go(int idx){
return Point(x+direction[idx][0],y+direction[idx][1]);
}
bool isOK(){
return x>=0&&y>=0&&x<n&&y<m&&ground[x][y]=='.';
}
};
int main(){
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=0;i<n;i++){
scanf("%s",ground[i]);
}
Point start;
scanf("%d%d",&start.x,&start.y);
scanf("%d",&dcnt);
for(int i=0;i<dcnt;i++){
scanf("%d%d",&direction[i][0],&direction[i][1]);
}
fill(dis[0],dis[54]+55,INT_MAX);
dis[start.x][start.y]=0;
queue<Point> q;
q.push(start);
while(!q.empty()){
Point x=q.front();q.pop();
for(int i=0;i<dcnt;++i){
Point y=x.go(i);
if(y.isOK()){
if(dis[y.x][y.y]>dis[x.x][x.y]+1){
dis[y.x][y.y]=dis[x.x][x.y]+1;
q.push(y);
}
}
}
}
int answer=0;
for(int i=0;i<n;i++){
for(int j=0;j<m;j++){
if(ground[i][j]=='.') answer=max(answer,dis[i][j]);
}
}
printf("%d\n",answer==INT_MAX?-1:answer);
return 0;
}
====================================群眾喜聞樂見的大水題在下面======================================
分蘋果
現在要求均分這些蘋果,那就先判斷總和能否均分,不能均分當然不行。
之後,還有每次只能一口氣移動2個蘋果
假設就2人,一個人拿5個蘋果,一個人拿11個蘋果。
現在要他們每個人手拿8個蘋果,在每次移動就要移動2個蘋果的條件下,這怎麼可能啊?最多做到一個人7個,一個人9個
——注意到,每次加減2個蘋果,手上的蘋果數量的奇偶性不變
那麼,每個人一開始手上蘋果數量應該和平均值的奇偶性相同,這樣才有可能達到目標狀態,否則絕對不可能達到。
最後,如果上面2個條件都滿足,要移動幾次?
只要看蘋果多了的人要給出幾次就行了,少了的人會有相應的空位的。
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
int a[105];
int main(){
int n,sum=0,avg=0,ans=0;
scanf("%d",&n);
for(int i=0;i<n;i++){
scanf("%d",&a[i]);
sum+=a[i];
}
if(sum%n){
puts("-1");
return 0;
}
avg=sum/n;
for(int i=0;i<n;i++){
if(a[i]%2!=avg%2){
puts("-1");
return 0;
}
if(a[i]>avg){
ans+=(a[i]-avg)/2;
}
}
printf("%d\n",ans);
return 0;
}
星際穿越
……我不想寫二分怎麼辦?
答:直接對h開根號,開根號的結果x一定會導致x*x+x>h
那我們往下一點點減小x,減到x*x+x<=h為止。
——其實減的次數很少
因為x^2+x-((x-1)^2+(x-1))=2x
減小了2x,你還沒有一個x的空間?我不信。
(為了避免糾結windows和linux上的輸出long long的方式的不一致,直接手寫輸入輸出long long的函式)
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
template <class T>
inline void scan(T &ret) {
char c; ret=0;
while((c=getchar())<'0'||c>'9');
while(c>='0'&&c<='9') ret=ret*10+(c-'0'),c=getchar();
}
inline void out(ll x) {
if(x>9) out(x/10);
putchar(x%10+'0');
}
int main(){
ll h;
scan(h);
ll x=sqrt(h);
while(x*x+x>h)--x;
out(x);
return 0;
}
藏寶圖
對第一個字串遍歷過去,第二個字串要一個指標p,表示匹配了幾個字元
如果字元相同,p往後移動
最後第一個字串處理完的時候,看p有沒有移動到末尾。
——如果不理解為什麼這麼做的,
回顧一下編譯原理裡的狀態機。
第二個字串裡每個字元當做一個狀態點,相同就後移,不相同就回到自己。
整個狀態機最後追加一個終結節點。
如果停在終結節點,表示文字串被接納,否則不符合,丟棄。
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
char stra[100005];
char strb[100005];
int main(){
gets(stra);
gets(strb);
int p=0;
for(int i=0;stra[i] && strb[p];++i){
if(stra[i]==strb[p])++p;
}
puts(strb[p]?"No":"Yes");
return 0;
}
下廚房
把所有字串存下來,想個辦法去重,求剩下來的數量,就好了嘛~
去重辦法非常多,
1、排序後掃一遍,和前面的不同就數量+1
2、使用hashset/hashmap/treeset/treemap等,插入完以後計數
3、其他自帶函式,比如,騷氣的,C# Linq提供的Distinct()走你!
下面給出方案2和3的做法:
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
#include <set>
#include <string>
using namespace std;
typedef long long ll;
char str[100005];
int main(){
set<string> s;
while(~scanf("%s",str)){
s.insert(str);
}
printf("%d\n",s.size());
return 0;
}
using System;
using System.Linq;
using System.Collections.Generic;
class Program{
public static void Main(string[] args){
List<string> s=new List<string>();
string str;
while((str=Console.ReadLine())!=null){
string[] token=str.Split(' ');
s.AddRange(token);
}
Console.WriteLine(s.Distinct().Count());
}
}
解救小易
走到(xi,yi)的最小步數明顯是(xi-1)+(yi-1)
只要知道小易到哪個陷阱的最小步數是最小的,就ok了。
——你看大網易多好,座標範圍居然只有1000*1000
出個20億*20億算絕贊好嗎?
#include <stdio.h>
#include <ctype.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <limits.h>
#include <math.h>
#include <algorithm>
using namespace std;
typedef long long ll;
int x[1005];
int y[1005];
int main(){
int n,ans=INT_MAX;
scanf("%d",&n);
for(int i=0;i<n;i++){
scanf("%d",&x[i]);
}
for(int i=0;i<n;i++){
scanf("%d",&y[i]);
}
for(int i=0;i<n;i++){
ans=min(ans,x[i]-1+y[i]-1);
}
printf("%d\n",ans);
return 0;
}
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