Codeforces Round #706 (Div. 1)
C. Garden of the Sun
题意
给定一些黑格和一些白格，要求将一些白格转化为黑格，使得所有黑格连通但不出现环路。
题目保证以起始时以每个黑格为中心的 $3\times 3$ 范围内没有其他黑格。
题解
当 $n\equiv 1\bmod 3$ 时，考虑将第 $1,4,7\cdots$ 行染成黑色，然后对第 $3k+2,3k+3$ 行的每列，最多只有一个黑格。
如果第 $3k+2,3k+3$ 行间存在黑格，直接将两行的任意一个黑格所在列全染黑，否则将两行的第一列染黑。易知这样即可完成构造。
当 $n\not\equiv 1\bmod 3$ 时，将 $1,4,7\cdots$ 行换成第 $2,5,8\cdots$ 行处理即可。
const int MAXN=505;
char buf[MAXN][MAXN];
int main()
{
int T=read_int();
while(T--){
int n=read_int(),m=read_int();
_for(i,0,n)scanf("%s",buf[i]);
int s1,s2;
if(n%3==1){
s1=0;
s2=2;
}
else{
s1=1;
s2=3;
}
for(int i=s1;i<n;i+=3)_for(j,0,m)buf[i][j]='X';
for(int i=s2;i<n;i+=3){
bool flag=false;
_for(j,0,m){
if(buf[i-1][j]=='X'||buf[i][j]=='X'){
buf[i-1][j]=buf[i][j]='X';
flag=true;
break;
}
}
if(!flag)
buf[i-1][0]=buf[i][0]='X';
}
_for(i,0,n)puts(buf[i]);
}
return 0;
}
D. BFS Trees
题意
给定一个连通图，定义以点 $x$ 为根的 $\text{BFS}$ 树是生成树且树上所有点到 $x$ 的距离等于连通图该点到 $x$ 的距离。
定义 $f(x,y)$ 表示既满足是以点 $x$ 为根的 $\text{BFS}$ 树同时也是以点 $y$ 为根的 $\text{BFS}$ 树的生成树的个数。
题解
首先给出结论：假定 $x,y$ 之间有超过一条最短路径，则 $f(x,y)=0$。
因为对于 $x,y$ 之间最短路上的点 $u$，必有 $\text{dis}(x,u)+\text{dis}(u,y)=\text{dis}(x,y)$，易知树上满足该条件的点仅 $\text{dis}(x,y)+1$ 个。
假如 $x,y$ 之间有超过一条最短路径，则图中满足 $\text{dis}(x,u)+\text{dis}(u,y)=\text{dis}(x,y)$ 的点必然超过 $\text{dis}(x,y)+1$ 个，矛盾。
接下来仅考虑 $x,y$ 之间仅有一条最短路的情况，首先易知生成树一定包含 $x,y$ 之间的最短路。
接下来对除最短路外原图中的每条边 $u\to v$，假如保留该边，则必有 $\text{dis}(x,u)=\text{dis}(x,v)\pm 1,\text{dis}(y,u)=\text{dis}(y,v)\pm 1$。
假如 $\text{dis}(x,u)+\text{dis}(u,y)=\text{dis}(x,v)+\text{dis}(v,y)$，则 $u,v$ 必然在 $x\to y$ 的路径上，矛盾。
于是为每个不在最短路上的结点指定一个父结点即可，答案即为所有点的所有可选父结点的个数的乘积。
设当前结点为 $u$，父结点为 $v$，则父结点应该满足 $\text{dis}(x,u)=\text{dis}(x,v)+1$ 且 $\text{dis}(y,u)=\text{dis}(y,v)+1$。
于是可以 $O(m)$ 计算出每个 $f(x,y)$，总时间复杂度 $O(n^2m)$。
const int MAXN=405,MAXM=605,Mod=998244353;
struct Edge{
int to,next;
}edge[MAXM<<1];
int head[MAXN],edge_cnt,dis[MAXN][MAXN];
void Insert(int u,int v){
edge[++edge_cnt]=Edge{v,head[u]};
head[u]=edge_cnt;
}
int main()
{
int n=read_int(),m=read_int();
mem(dis,127/3);
_rep(i,1,n)dis[i][i]=0;
_for(i,0,m){
int u=read_int(),v=read_int();
dis[u][v]=dis[v][u]=1;
Insert(u,v);Insert(v,u);
}
_rep(k,1,n)_rep(i,1,n)_rep(j,1,n)
dis[i][j]=min(dis[i][j],dis[i][k]+dis[k][j]);
_rep(x,1,n){
_rep(y,1,n){
int ans=1,cnt=0;
_rep(u,1,n){
if(dis[x][u]+dis[u][y]==dis[x][y])cnt++;
else{
int cnt2=0;
for(int i=head[u];i;i=edge[i].next){
int v=edge[i].to;
if(dis[x][u]==dis[x][v]+1&&dis[y][u]==dis[y][v]+1)
cnt2++;
}
ans=1LL*ans*cnt2%Mod;
}
}
space(cnt==dis[x][y]+1?ans:0);
}
puts("");
}
return 0;
}
E. Qingshan and Daniel
题意
给定一个圈，圈上有两个队伍的人，每个人有 $a_i$ 张卡。
从第一个人开始弃一张卡，然后顺时针找到下一个不同队伍的且手牌不为零的人，继续弃卡，直到有一个队伍没发弃卡为止。
问游戏结束时每个人手上的卡。
题解
不难发现当两个队伍卡牌总数相同时第一个人所在队伍败北，否则卡片总数少的队伍败北。
另外对于败北的队伍，显然每个人的卡牌数量为 $0$。
接下来考虑获胜队伍的每个人的卡牌数量，首先如果第一个人在获胜队伍，则他先弃一张卡，轮到失败队伍。
接下来仅考虑失败队伍先开始弃卡的情况。
不难发现失败队伍的每个人弃牌的顺序不影响最终结果，于是将每个人弃的卡转移到下一个人处理即可。
考虑到一次遍历圆环可能会仍有剩余卡牌，于是二重遍历圆环，时间复杂度 $O(n)$。
const int MAXN=5e6+5,Mod=1e9+7;
int seed,base;
int rnd(){
int ret=seed;
seed=(1LL*seed*base+233)%Mod;
return ret;
}
int a[MAXN],b[MAXN],t[MAXN];
LL s[2];
int main()
{
int n=read_int(),m=read_int(),pos=0;
_for(i,0,m){
int p=read_int(),k=read_int();
seed=read_int();
base=read_int();
while(pos<p){
t[pos]=rnd()%2;
a[pos]=b[pos]=rnd()%k+1;
pos++;
}
}
_for(i,0,n)
s[t[i]]+=a[i];
int flag=(s[0]^s[1])?(s[0]<s[1]):(!t[0]);
if(t[0]==flag)
b[0]--;
LL pre=0;
_for(j,0,2){
_for(i,0,n){
if(t[i]!=flag){
pre+=b[i];
b[i]=0;
}
else{
int temp=b[i]<pre?b[i]:pre;
b[i]-=temp;
pre-=temp;
}
}
}
int ans=1;
_for(i,0,n)
ans=1LL*ans*(((a[i]-b[i])^(1LL*(i+1)*(i+1)))%Mod+1)%Mod;
enter(ans);
return 0;
}
F. Squares
题意
给定一个长度为 $n$ 的序列，每个元素有属性 $p_i,a_i,b_i$，其中 $p_i$ 为 $1\sim n$ 的排列。
每轮起点为第一个元素，假设当前位于位置 $i$，则可以花费 $a_i$ 到达 $i+1$ 或花费 $b_i$ 到达 $i$ 右边第一个 $p_j\gt j$ 的位置。
当 $i+1\gt n$ 时花费 $a_i$ 可以到达终点，当 $j$ 不存在时花费 $b_i$ 也可以到达终点。
给定一个集合 $S$，初始时为空。
每轮为集合加入或删除一个元素，问在遍历集合中所有元素的前提下到达终点的最小花费。
题解
接下来对原图，设每个点连出一条费用为 $a_i$ 的边和费用为 $b_i$ 的边指向对应顶点，同时 $a_0=0,b_0=\infty,p_0=n+1$。
于是原题转化为求从 $0$ 号结点到终点的最短路径。
将每个点向左边第一个 $p_j\gt j$ 的元素连一条边，不难发现可以得到一棵树，其中 $0$ 为根节点。
若当前处于结点 $i$。如果走 $a$ 边则接下来一定会遍历 $i$ 在树上的所有儿子结点，如果走 $b$ 边则将跳过 $i$ 所在的子树的所有结点。
设最短路中所有 $a$ 边的起点构成的集合为 $T$，此时总费用为
$$
\sum_{i\in T}a_i+\sum_{i\not\in T,f(i)\in T}b_i
$$
设 $c_i=a_i-b_i+\sum_{j\in \text{child}(i)}b_j,c_0=\sum_{i\in \text{child}(0)}b_i$，则上式化简为 $\sum_{i\in T}c_i$。
设 $\text{dp}(i)$ 表示 $i\in T$ 时 $T$ 集合中 $i$ 的子树结点的 $c_i$ 和的最小值，则有状态转移方程
$$
\text{dp}(i)=c_i+\sum_{j\in \text{child}(i)}\min(\text{dp}(j),0)
$$
对每个 $S$ 或 $T$ 中的元素 $u$，该元素的父结点 $p$ 一定属于 $T$，否则不可能进入 $p$ 的子树即不可能到达 $u$。
于是 $T$ 一定是连通集且 $S$ 的父结点一定属于 $T$，设 $H$ 集合为满足该限制的最小集合，于是最小费用为
$$
\begin{equation}\begin{split}
\sum_{i\in T}c_i&=\sum_{i\in H}\left(c_i+\sum_{j\not\in H,j\in \text{child}(i)}\min(\text{dp}(j),0)\right) \\
&=\sum_{i\in H}\left(\text{dp}(i)-\sum_{j\in H,j\in \text{child}(i)}\min(\text{dp}(j),0)\right)\\
&=\text{dp}(0)+\sum_{i\neq 0,i\in H}(\text{dp}(i)-\min(\text{dp}(i),0))\\
&=\text{dp}(0)+\sum_{i\neq 0,i\in H}\max(\text{dp}(i),0)
\end{split}\end{equation}
$$
接下来考虑如何维护 $H$ 集合即可，将点权转移为到连向父结点的边权，发现可以用类似构建虚树 $\text{dp}$ 的方式维护最小连通集合。
另外由于本题建树的特殊性，使得可以直接让 $\text{dfs}$ 等于结点编号。时间复杂度 $O(n\log n)$。
typedef set<int>::iterator iter;
const int MAXN=2e5+5;
struct Edge{
int to,next;
}edge[MAXN];
int head[MAXN],edge_cnt;
void Insert(int u,int v){
edge[++edge_cnt]=Edge{v,head[u]};
head[u]=edge_cnt;
}
int st[MAXN],tp,p[MAXN],a[MAXN],b[MAXN],cnt[MAXN];
LL c[MAXN],dp[MAXN];
bool vis[MAXN];
namespace LCA{
int d[MAXN],sz[MAXN],f[MAXN];
int h_son[MAXN],mson[MAXN],p[MAXN];
LL dis[MAXN];
void dfs_1(int u,int fa,int depth){
sz[u]=1;f[u]=fa;d[u]=depth;mson[u]=0;
dp[u]=c[u];
for(int i=head[u];i;i=edge[i].next){
int v=edge[i].to;
dfs_1(v,u,depth+1);
dp[u]+=min(dp[v],0LL);
sz[u]+=sz[v];
if(sz[v]>mson[u])
h_son[u]=v,mson[u]=sz[v];
}
}
void dfs_2(int u,int top){
p[u]=top;
if(mson[u])dfs_2(h_son[u],top);
for(int i=head[u];i;i=edge[i].next){
int v=edge[i].to;
if(v==h_son[u])
continue;
dfs_2(v,v);
}
}
void dfs_3(int u){
dis[u]+=max(dp[u],0LL);
for(int i=head[u];i;i=edge[i].next){
int v=edge[i].to;
dis[v]+=dis[u];
dfs_3(v);
}
}
void init(int root){
dfs_1(root,-1,0);
dfs_2(root,root);
for(int i=head[root];i;i=edge[i].next)
dfs_3(edge[i].to);
}
int query_lca(int u,int v){
while(p[u]!=p[v]){
if(d[p[u]]<d[p[v]])swap(u,v);
u=f[p[u]];
}
return d[u]<d[v]?u:v;
}
LL query_dis(int u,int v){
return dis[u]+dis[v]-dis[query_lca(u,v)]*2;
}
};
int main()
{
int n=read_int(),q=read_int();
_rep(i,1,n)p[i]=read_int();
_rep(i,1,n)a[i]=read_int();
_rep(i,1,n)b[i]=read_int();
p[0]=n+1;
_rep(i,1,n){
while(p[st[tp]]<p[i])tp--;
Insert(st[tp],i);
st[++tp]=i;
}
_rep(u,0,n){
c[u]=a[u]-b[u];
for(int i=head[u];i;i=edge[i].next){
int v=edge[i].to;
c[u]+=b[v];
}
}
LCA::init(0);
set<int> s;
s.insert(0);
cnt[0]++;
LL ans=0;
while(q--){
int u=read_int(),p=LCA::f[u];
if(!vis[u]){
cnt[p]++;
if(cnt[p]==1){
iter rig=s.upper_bound(p);
iter lef=--rig;
rig++;
rig=(rig==s.end())?s.begin():rig;
ans+=LCA::query_dis(p,*rig);
ans-=LCA::query_dis(*lef,*rig);
ans+=LCA::query_dis(*lef,p);
s.insert(p);
}
}
else{
cnt[p]--;
if(cnt[p]==0){
iter rig=s.find(p);
iter lef=--rig;
rig++;rig++;
rig=(rig==s.end())?s.begin():rig;
ans-=LCA::query_dis(p,*rig);
ans+=LCA::query_dis(*lef,*rig);
ans-=LCA::query_dis(*lef,p);
s.erase(p);
}
}
vis[u]=!vis[u];
enter(dp[0]+ans/2);
}
return 0;
}