比赛链接

给定 $x,y$，初值均为 $0$，接下来给定 $4$ 种操作：

1. $x\gets x+1$
2. $y\gets y+1$
3. $x\gets x+y$
4. $y\gets x+y$

要求在 $130$ 步操作内将 $x$ 变为 $N(N\le 10^{18})$。

不妨先规定一个 $y$ 的最终值，然后利用操作 $3,4$ 对 $x,y$ 进行更相减损术，当 $x,y$ 其中一个为 $0$ 时再利用操作 $1,2$ 暴力处理。

最后逆序输出即可。操作次数等于更相减损术次数加上 $\text{gcd}(x,y)$，不难发现斐波那契数列是最理想的情况，但 $N$ 不一定是斐波那契数。

不妨强制认为 $N$ 是斐波那契数，于是根据斐波那契数通项公式不妨猜想 $y$ 的最终值在 $\frac {2N}{\sqrt 5+1}$ 附近。

将 $\frac {2N}{\sqrt 5+1}-20\le y\le \frac {2N}{\sqrt 5+1}+20$ 都代入尝试即可。

LL cal(LL n,LL p){
	int pos=3;
	LL ans=0;
	while(p>0){
		LL t=n;
		while(t>=p){
			t-=p;
			ans++;
		}
		if(pos==3)pos=4;
		else pos=3;
		n=p;
		p=t;
	}
	return ans+n;
}
int main()
{
	LL n=read_LL();
	LL v=n*2/(sqrt(5)+1);
	for(LL i=max(v-20,0LL);i<=min(v+20,n);i++){
		if(cal(n,i)<125){
			LL p=i;
			stack<int> s;
			int pos=3;
			while(p>0){
				LL t=n;
				while(t>=p){
					t-=p;
					s.push(pos);
				}
				if(pos==3)pos=4;
				else pos=3;
				n=p;
				p=t;
			}
			enter(s.size()+n);
			LL tn=0,tp=0;
			_for(i,0,n){
				if(pos==3){
					tn++;
				}
				else
				tp++;
				enter(pos-2);
			}
			while(!s.empty()){
				enter(s.top());
				if(s.top()==3)
				tn=tn+tp;
				else
				tp=tn+tp;
				s.pop();
			}
			return 0;
		}
	}
	return 0;
}

假定操作序列为 $4,3,4,3,4,3\cdots $，共操作 $S$ 次，且最后一次操作为 $3$。

接下来考虑在该操作序列中插入 $1,2$ 操作，定义 $F(0)=F(1)=1,F(n)=F(n-1)+F(n-2)$。

不妨规定仅在操作 $3$ 后面或者最开始插入操作 $1$，操作 $4$ 后面插入操作 $2$。

不难发现在第 $i(0\le i\le S)$ 次操作后插入一个操作最后对 $x$ 的贡献为 $F(S-i)$。

于是问题转化为将 $N$ 分解为若干斐波那契数。取 $S=\max\{F(S)\le 10^{18}\}=86$。

最后贪心分解 $N$ 即可。显然 $F(i),F(i-1)$ 不可能同时存在与 $N$ 的分解，否则可以用 $F(i+1)$ 替代，于是最大操作数为 $\lceil\frac {(S+1)}2\rceil=44$。

于是总操作数不超过 $130$ 次。

给定 $2N$ 个数和两名玩家。

两名玩家轮流操作，每轮玩家 $A$ 先选一个数并删除该数，玩家 $B$ 再选一个数并删除该数，然后该轮得分为两个数的异或和。

游戏总分为 $n$ 轮得到的最大值，玩家 $A$ 希望最大化得分，玩家 $B$ 希望最小化得分，输出最终得分。

显然玩家 $A$ 的操作是没有意义的，因为可以先假设玩家 $B$ 操作两个人，得到最优方案。然后玩家 $A$ 实际操作时进行配对即可。

于是问题转化为最小化 $N$ 对数的异或和的最大值。从高位到低位考虑得到，假设当前考虑到第 $i$ 位。

若第 $i$ 位为 $0$ 和 $1$ 的数都有偶数个，那显然第 $i$ 位为 $0$ 的数之间相互配对，第 $i$ 位为 $1$ 的数之间相互配对，直接递归即可。

否则答案一定为从第 $i$ 位为 $0$ 的数中选一个和从第 $i$ 位为 $1$ 的数中选一个的异或和的最小值。时间复杂度 $O(n\log v)$。

const int MAXN=4e5+5,MAXL=30,MAXS=MAXN*MAXL,inf=1<<30;
int a[MAXN],ch[MAXS][2],node_cnt;
void Insert(int v){
	int pos=0;
	for(int i=MAXL-1;i>=0;i--){
		int d=(v>>i)&1;
		if(!ch[pos][d]){
			ch[pos][d]=++node_cnt;
			ch[node_cnt][0]=ch[node_cnt][1]=0;
		}
		pos=ch[pos][d];
	}
}
int query(int v){
	int pos=0,ans=0;
	for(int i=MAXL-1;i>=0;i--){
		int d=(v>>i)&1;
		if(!ch[pos][d]){
			d^=1;
			ans|=1<<i;
		}
		pos=ch[pos][d];
	}
	return ans;
}
int solve(int lef,int rig,int pos){
	if(lef>rig||pos<0)return 0;
	int mid=lef-1;
	while(mid+1<=rig&&!((a[mid+1]>>pos)&1))mid++;
	if((mid-lef+1)%2==0)
	return max(solve(lef,mid,pos-1),solve(mid+1,rig,pos-1));
	ch[0][0]=ch[0][1]=0;
	node_cnt=0;
	_rep(i,lef,mid)Insert(a[i]);
	int ans=inf;
	_rep(i,mid+1,rig)
	ans=min(ans,query(a[i]));
	return ans;
}
int main()
{
	int n=read_int()*2;
	_for(i,0,n)a[i]=read_int();
	sort(a,a+n);
	enter(solve(0,n-1,MAXL-1));
	return 0;
}

给定长度为 $N$ 的序列 $A$，要求对序列进行重新排列，使得 $B_i=\text{LCM}_{j=1}^i A_j$ 严格单调递增。

首先确定 $A$ 重新排列后最后一个元素 $A_i$，一定要满足条件 $\text{GCD} \left(A_i,\text{LCM}_{j\neq i}A_j\right)\neq A_i$，发现 $\text{LCM}_{j\neq i}A_j$ 太大了，不利于计算。

不难发现，上述条件等价于 $\text{LCM}_{j\neq i} \left(\text{GCD}(A_i,A_j)\right)\neq A_i$。

如果满足条件的 $A_i$ 不存在，显然答案不存在。否则将所有满足条件的 $A_i$ 以任意顺序放到序列尾部，然后处理剩余部分即可。

时间复杂度 $O(n^3\log v)$。

const int MAXN=105;
LL a[MAXN];
LL gcd(LL a,LL b){
	while(b){
		LL t=b;
		b=a%b;
		a=t;
	}
	return a;
}
LL lcm(LL a,LL b){
	if(a==0||b==0)
	return a|b;
	LL g=gcd(a,b);
	return (a/g)*(b/g)*g;
}
int main()
{
	int n=read_int();
	_for(i,0,n)a[i]=read_LL();
	for(int i=n-1;i>=0;i--){
		int pos=-1;
		_rep(j,0,i){
			LL s=0;
			_rep(k,0,i){
				if(k==j)continue;
				s=lcm(s,gcd(a[j],a[k]));
			}
			if(s!=a[j]){
				pos=j;
				break;
			}
		}
		if(pos==-1){
			puts("No");
			return 0;
		}
		swap(a[pos],a[i]);
	}
	puts("Yes");
	_for(i,0,n)
	space(a[i]);
	return 0;
}

二维平面给定 $n$ 个红点和 $m$ 个蓝点，可以任意次移动某个蓝点，费用为曼哈顿距离。

问满足下述情况的最小费用：

对每个红点 $(x_r,y_r)$ 至少有 $k$ 个蓝点 $(x_b,r_b)$ 满足 $x_b\ge x_r,y_b\ge y_r$。

定义如果 $x_b\ge x_r,y_b\ge y_r$，则称 $(x_b,y_b)$ 覆盖 $(x_r,y_r)$。首先考虑 $k=1$ 且只有一个红点 $(x_r,y_r)$ 和多个蓝点的情况。

重新建图，图中只有 $X$ 轴和 $Y$ 轴上的点，且 $X$ 轴的 $(0,0)$ 和 $Y$ 轴的 $(0,0)$ 不是同一个点。

$(x,0)\to (x+1,0)$ 费用为 $1$，$(x+1,0)\to (x,0)$ 费用为 $0$。 $(0,y)\to (0,y+1)$ 费用为 $0$，$(0,y+1)\to (0,y)$ 费用为 $1$。

对每个蓝点，代表一条从 $(0,y_b)$ 连向 $(x_b,0)$ 的费用为 $0$ 的边。

于是红点被该蓝点覆盖的费用恰好为路径 $(0,y_r)\to (0,y_b)\to (x_b,0)\to (x_r,0)$ 的费用。

所以该情况下的最小费用为 $(0,y_r)\to (x_r,0)$ 的最短路。

接下来考虑 $k=1$ 且有多个红点 $(x_r,y_r)$ 和多个蓝点的情况。

对某个红点，如果被另一个红点，显然可以删除这个红点。

将红点按 $X$ 坐标从小到大排序，不难发现红点 $Y$ 坐标递减。记排序后第 $i$ 个红点坐标为 $(x_i,y_i)$。

对每个蓝点，不难发现覆盖区域恰好是下标连续的一段红点，于是蓝点的覆盖下标恰好为 $[1,k_1],[k_1+1,k_2]\cdots [k_m+1,n]$。

添加连边 $(x_i,0)\to (0,y_{i+1})$，表示前 $i$ 个红点被前 $t$ 个蓝点覆盖，第 $i+1$ 个红点属于第 $t+1$ 个蓝点的情况。

接下来求 $(0,y_1)\to (x_n,0)$ 的最短路即可。

最后考虑 $k\neq 1$ 且有多个红点 $(x_r,y_r)$ 和多个蓝点的情况。

每个蓝点对每个红点在统计覆盖时贡献最多为 $1$，于是将从 $(0,y_b)$ 连向 $(x_b,0)$ 的边的容量设置成 $1$。

然后跑 $s\to (0,y_1)\to (x_n,0)\to t$ 的流量为 $k$ 的最小费用流即可。

相当于跑 $k$ 次最短路，费用流中的 $\text{spfa}$ 利用优先队列优化据说可以做到 $O(kn\log n)$。