[考试反思]1024csp-s模拟测试86：消耗

%%%两个没素质的和一个萌两小时AK

最近貌似总是可以比较快速的拿下T1，然后T2打到考试结束。。。

T1是套路题没什么好说的。

T2是一个比较蠢的博弈题，我花了很长时间干各种乱七八糟的事

什么打表啊压表啊找规律啊找必胜策略啊。。。

因为时间复杂度的计算错误导致我浪费了大量时间干没用的事

最后发现刷表复杂度优秀就A了

然后中途留了20分钟左右暴打T3，因为打成子序列了40->0

而且更可惜的是其实已经很贴近正解思路了，就是没好好想好好打

然后虽说最终名次看起来还不错，但是实际上和上面直接就是100分的断档。

我这辈子什么时候能AK一回啊。。。

及时而正确地计算复杂度，注意观察真正有用的状态数，实在不行跑一遍试试。

看题。不管时间有多少，都要好好看题。

T1：异或

位运算类的套路题。二进制基本每次都是按位讨论。

因为异或运算的特殊性，每一位之间的贡献互不影响。

而只有当一个数是0另一个数是1时才会有值。

这样问题就转化为了[L,R]内第k位上是1的有多少个。

类似数位dp，直接求不好弄，我们用[0,R]的减去[0,L-1]的就是答案。

从0开始的要好统计一些。

可以发现某一位在二进制下的规律是00001111000011110000111100...

第k位的循环节长度是1<<k+1，其中有1<<k位是1。然后剩余的部分就是不足1<<k+1位，

在剩下的这么多位里1的个数是max(0,w%(1<<k+1)-(1<<k)+1)

然后就没了。我不知道怎么数位dp做。

 #include<cstdio>

 #define mod 1000000007

 long long up(long long x){return x>?x:;}

 int main(){

     int t,l,r;long long ans=,x;

     scanf("%d",&t);

     while(t--){

         scanf("%d%d",&l,&r);ans=;

         for(int i=;i<;++i){

             x=r/(<<i+)-(l-)/(<<i+)<<i;

             x+=up(r%(<<i+)-(<<i)+);

             x-=up((l-)%(<<i+)-(<<i)+);

             (ans+=x*(r-l+-x)%mod*(<<i+))%=mod;

         }

         printf("%lld\n",ans);

     }

 }

T2：取石子

博弈论？

反正一个比较明显的结论就是

如果你可以走向你个对手必败的局面，你就必胜，否则你必败。

所以我们就用每一个必败状态去扩展，扩展得到所有的必胜状态。

因为这道题里必败状态很少（10900个），所以刷表效率很高。

 #include<cstdio>

 bool x[][][];

 int main(){

     for(int i=;i<=;++i)for(int j=i;j<=;++j)for(int k=j;k<=;++k)if(!x[i][j][k]){

         for(int s=;s<=;++s)for(int a=;a<=;++a){

             int I=i+(s&?a:),J=j+(s&?a:),K=k+(s&?a:);

             if(I>||J>||K>)break;

             if(I>J)I^=J^=I^=J;

             if(I>K)I^=K^=I^=K;

             if(J>K)J^=K^=J^=K;

             x[I][J][K]=;

         }

     }

     int t,a,b,c;scanf("%d",&t);

     while(t--){

         scanf("%d%d%d",&a,&b,&c);

         if(a>b)a^=b^=a^=b;

         if(a>c)a^=c^=a^=c;

         if(b>c)b^=c^=b^=c;

         puts(x[a][b][c]?"Yes":"No");

     }

 }

据说有人不知道什么叫刷表什么叫填表？

如果你外层枚举ijk,内层枚举xyz

刷表就是用dp[i][j][k]去更新dp[x][y][z]

填表就是用dp[x][y][z]去更新dp[i][j][k]

看似区别不大，但是在这道题里刷表是$O(10900M \times 7)$的，填表是$O(7 \times M^4)$的

因为刷表能利用必败状态少的这个性质（外层枚举必败状态）

而填表利用不了（外层什么都枚举，而内层去寻找必败状态）

T3：优化

一个常用的技巧就是遇到绝对值取最大值时，直接把绝对值去掉，正的负的都来一遍更新max，最后最优决策不会变差。

这样的话我们考虑如何dp。

相邻两段一定是一个加一个减。

那么相邻三段一共就有4种状态，中间那一段的贡献分别是+2,0,0,-2

然后用secret的思路设4种状态可做（听说还比较好做），而我写的是FACE的思路。

一个$O(n^2k)$的思路是设dp[i][j][0/1]表示到位置i恰好是某一个段结尾，已经用了j个段，上一段是减是加。

枚举ij，再枚举上一段的终点，找中间区间内最优的新区间起点。

加一些ST表来O(1)得到最优决策就好了，特殊处理最后一段就好了。

暴力就不细说了（稍懒，不然正解也写不完），直接给上代码吧。

 #include<cstdio>

 int max(int a,int b){return a>b?a:b;}

 int min(int a,int b){return a<b?a:b;}

 int n,k,dp[][],dp2[][],x[],sum[];

 int mn[][],mx[][],hi_bit[],ans;

 int qmax(int l,int r){

     int L=r-l+,B=hi_bit[L];

     return max(mx[l][B],mx[r+-(<<B)][B]);

 }

 int qmin(int l,int r){

     int L=r-l+,B=hi_bit[L];

     return min(mn[l][B],mx[r+-(<<B)][B]);

 }

 int bg(int l,int r){

     return sum[r]-qmin(l-,r-);

 }

 int sl(int l,int r){

     return sum[r]-qmax(l-,r-);

 }

 int main(){

     scanf("%d%d",&n,&k);

     for(int i=;i<=n;++i)scanf("%d",&sum[i]),sum[i]+=sum[i-],mn[i][]=mx[i][]=sum[i];

     for(int l=;l<;++l)for(int i=;i<=n+-(<<l);++i)

         mn[i][l]=min(mn[i][l-],mn[i+(<<l-)][l-]),

         mx[i][l]=max(mx[i][l-],mx[i+(<<l-)][l-]);

     for(int l=;l<;++l)for(int j=<<l;j<<<l+;++j)hi_bit[j]=l;

     for(int i=;i<=n;++i)for(int j=;j<=k;++j)dp[i][j]=dp2[i][j]=-;

     dp[][]=dp2[][]=;

     for(int i=;i<=n;++i)for(int j=;j<=k;++j)for(int f=;f<i;++f){

         dp[i][j]=max(dp[i][j],dp[f][j-]+(f?:)*bg(f+,i)),

         dp[i][j]=max(dp[i][j],dp2[f][j-]+(f?:)*bg(f+,i)),

         dp2[i][j]=max(dp2[i][j],dp2[f][j-]-(f?:)*sl(f+,i)),

         dp2[i][j]=max(dp2[i][j],dp[f][j-]-(f?:)*sl(f+,i));

     }

     for(int i=;i<=n;++i)for(int f=;f<i;++f)ans=max(ans,max(dp2[f][k-]+bg(f+,i),dp[f][k-]-sl(f+,i)));

     printf("%d\n",ans);

 }

T40

但是“恰好”这个限制条件是我们思维常见的一个误区，其实“恰好”并没有意义。

我们把它改成“至多/至少“的形式往往能让问题简单一些。

在这道题里，我们就可以转化为上一段区间的右端点在i左边（含），这样的话其实并不影响我们的决策。

有一个细节问题。就是最好在外层枚举k那一维（就叫它j了），不然会十分十分的麻烦。。。

首先我们需要特殊处理j=1的转移，其实它的含义就是到i为止的最大的子区间的前缀最大值。

考虑具体做法，问题就是sum[i]-sum[p-1]。按照道理可能又需要枚举p了。

但其实开一个变量存下sum到i之前时的最小值。这样最大减最小就能得到最大的。

这样就可以得到dp[i][1][1]了，得到dp[i][1][0]其实是一样的就不细说了。

然后接下来的转移会麻烦一点，我们考虑从j=x到j=x+1的转移。

其中一个转移式子是这样的：

dp[i][j][1]=dp[f][j-1][0]+2*(sum[i]-sum[f])

这样的话怎么能不枚举f来弄？

其实就和上面j=1的情况一样了，可以发现dp[f][j-1][1]-2sum[f]与i毫无关联，依旧是开一个变量维护前缀最大值，不断更新就好。

其余的3个转移式子只需要分别维护一个变量就行了。大致同理。

j=k的那一步转移依旧需要特殊处理。

 #include<bits/stdc++.h>

 using namespace std;

 int n,k,dp[][][],s[],ans,_01,_00,_11,_10;//0- 1+

 int main(){

     scanf("%d%d",&n,&k);

     for(int i=;i<=n;++i)scanf("%d",&s[i]),s[i]+=s[i-];

     memset(dp,0xa0,sizeof dp);

     for(int i=;i<=n;++i)

         dp[][i][]=max(dp[][i-][],_01+s[i]),dp[][i][]=max(dp[][i-][],_10-s[i]),

         _10=max(_10,+s[i]),_01=max(_01,-s[i]);

     for(int j=;j<k;++j){

         _01=_00=_11=_10=-1e9;

         for(int i=;i<=n;++i)

             dp[][i][j]=max(dp[][i-][j],max(_01+*s[i],_11)),

             dp[][i][j]=max(dp[][i-][j],max(_10-*s[i],_00)),

             _10=max(_10,dp[][i][j-]+*s[i]),_11=max(_11,dp[][i][j-]),

             _01=max(_01,dp[][i][j-]-*s[i]),_00=max(_00,dp[][i][j-]);

     }

     _01=_00=_11=_10=-1e9;

     for(int i=;i<=n;++i)

         ans=max(ans,_01+s[i]),ans=max(ans,_10-s[i]),

         _10=max(_10,dp[][i][k-]+s[i]),_01=max(_01,dp[][i][k-]-s[i]);

     printf("%d\n",ans);

 }

码倒不长。。

巴特西

[考试反思]1024csp-s模拟测试86：消耗

最新文章

热门文章