这里会显示出您选择的修订版和当前版本之间的差别。
两侧同时换到之前的修订记录 前一修订版 后一修订版 | 前一修订版 | ||
2020-2021:teams:legal_string:jxm2001:contest:arc_127 [2021/09/26 21:45] jxm2001 |
2020-2021:teams:legal_string:jxm2001:contest:arc_127 [2021/09/27 16:52] (当前版本) jxm2001 |
||
---|---|---|---|
行 98: | 行 98: | ||
c.push_back(make_pair(a[i], b[i])); | c.push_back(make_pair(a[i], b[i])); | ||
solve(c, MAXD); | solve(c, MAXD); | ||
+ | enter(ans); | ||
+ | return 0; | ||
+ | } | ||
+ | </code> | ||
+ | </hidden> | ||
+ | |||
+ | ===== E - Priority Queue ===== | ||
+ | |||
+ | ==== 题意 ==== | ||
+ | |||
+ | 给定一个长度为 $n+m$ 的操作序列,有 $n$ 次 $\text{push}$ 操作和 $m$ 次 $\text{pop}$ 操作。 | ||
+ | |||
+ | 操作过程中维护一个大根堆的优先队列,同时 $\text{push}$ 的所有元素恰好是 $1\sim n$ 的一个排列。问最后优先队列中的元素集合的种数。 | ||
+ | |||
+ | ==== 题解 ==== | ||
+ | |||
+ | 不难构造出令最后优先队列中剩余元素尽可能大的方案:第 $i$ 次 $\text{push}$ 元素 $i$。 | ||
+ | |||
+ | 假定上述方案最后得到的优先队列的元素为 $a_1\lt a_2\lt \cdots a_{n-m}$,被删除的元素为 $b_1\lt b_2\lt \cdots b_m$。 | ||
+ | |||
+ | 对任意一个方案,假定最后得到的优先队列的元素为 $x_1\lt x_2\lt \cdots x_{n-m}$,被删除的元素为 $y_1\lt y_2\lt \cdots y_m$。 | ||
+ | |||
+ | 不难发现,一定有 $x_i\le a_i$。下面证明满足该条件的所有方案均为合法方案。 | ||
+ | |||
+ | 考虑构造,第 $a_i$ 次 $\text{push}$ 元素 $x_i$,第 $b_i$ 次 $\text{push}$ 元素 $y_i$。 | ||
+ | |||
+ | 于是问题等价与找到 $x_i\le a_i$ 的递增序列数,可以 $O(n^2)$ $\text{dp}$ 计算。 | ||
+ | |||
+ | <hidden 查看代码> | ||
+ | <code cpp> | ||
+ | const int MAXN=5005,mod=998244353; | ||
+ | int st[MAXN],dp[2][MAXN]; | ||
+ | int main(){ | ||
+ | int n=read_int(),m=read_int(),top=0,pos=0; | ||
+ | _for(i,0,n+m){ | ||
+ | int x=read_int(); | ||
+ | if(x==1) | ||
+ | st[++top]=++pos; | ||
+ | else | ||
+ | top--; | ||
+ | } | ||
+ | pos=0; | ||
+ | dp[0][0]=1; | ||
+ | _rep(i,1,top){ | ||
+ | pos=!pos; | ||
+ | mem(dp[pos],0); | ||
+ | int s=dp[!pos][0]; | ||
+ | _rep(j,1,st[i]){ | ||
+ | dp[pos][j]=s; | ||
+ | s=(s+dp[!pos][j])%mod; | ||
+ | } | ||
+ | } | ||
+ | int ans=0; | ||
+ | _rep(i,1,n) | ||
+ | ans=(ans+dp[pos][i])%mod; | ||
enter(ans); | enter(ans); | ||
return 0; | return 0; |