Codeforces Round #334 (Div. 1)
2015-12-02 23:47
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自从CF的rating改版以后终于回到DIV1了。打了一场还比预期好,如果C题不错的话应该可以继续上分,可惜了。
Codeforces 603A. Alternative Thinking
题目链接:http://codeforces.com/problemset/problem/603/A
题意:给你一个01串,要你选择其中一个非空的01子串,将其反转(0变成1,1变成0),要求结果的01串中找出的最长的01交替的子序列尽可能长。
分析:贪心或者DP都可以。
DP法:
维护数组dp[3]
,dp[i][j]存储每个状态下到第j位的最长01交替的子序列的长度。
dp[2][i]表示第0位到第i位都没有反转过。
dp[1][i]表示第0位到第i位反转过,并且第i位被反转了
dp[0][i]表示第0位到第i位反转过,并且第i位没有被反转。
状态转移方程见代码。
Codeforces 603B. Moodular Arithmetic
题目链接:http://codeforces.com/problemset/problem/603/B
题意:
有一个函数映射
,其中
,现已知K,P,问有多少种不同的满足条件的函数映射。其中p是一个素数并且大于2,0<=k<p
分析:
由于p是素数,所以对任意一个k(不等于0)都能在取模p的情况下形成环。
(注1:一元素在一可交换环R内的方阵是可逆的当且仅当其行列式在R是可逆的。)
对于任意的数x,其逆元存在的情况下,x^p=x,即k^(p-1)=1。故对于任意的x,k^(p-1)*f(f(f(f(.....f(x)))))=x,(函数复合p-1次)。
(注2:实际上数字不一定需要取p-1次幂,只是能保证取p-1次幂一定能得到如上结果。)
在此基础之上,枚举出每个x^t=x的结点t,在每个环中的f(x)数字可以任意取,具体自己在纸上写一下就好了。
另外记得f(0)要单独判断。
Codeforces 603C. Lieges of Legendre
题目链接:http://codeforces.com/problemset/problem/603/C
题意:现有n堆石子和p,每堆石子的个数已知,现在两个人玩游戏,轮流操作。
操作分为两种:
1.从某一堆石子中取走一颗。
2.选取一个石子数量为偶数x的堆,取走整堆,然后重新放入p堆数量为x/2的石子堆。
问先手必胜否。
分析:
上分题,最后少写了一个判断不然就上分了,留个遗憾。
简单博弈,由于对称性可以得出如果仅存在偶数堆两两相对数量相同的石子,那么先手一定必输。
由此可以得出:如果k为奇数,结果和k=1的时候是一样的。如果k为偶数,那么结果和k=0的时候是一样的。
接下来分k=1和k=0讨论.
k=0:操作有两种,从某一堆石子中取走一颗或者对一个偶数堆取走整堆。
k=1:操作有两种,从某一堆石子中取走一颗或者对一个偶数堆取走半堆。
接下来套SG函数即可。
找边界条件的话,可以先把较小范围的数字直接打表打出来,避免特判。
还有就是根据奇偶性判断掉一部分,这个可以根据打表的结果看出来。
但是,但是,但是,重要的事情说三遍,我不是这么写的。。当时不知道怎么抽风了没有想常规套路直接肉眼套规律了。
重点就是打表打表打表,然后看看看,然后就出来了。
嗯开个玩笑。
k=0的情况的话打表能秒看出答案就不说了。
k=1的情况,(直觉很重要,当然证明也不难)对于任意的数字x,如果它是奇数的话,sg值是0,如果是偶数的话,sg值一定是1或者2,这个结果和x/2的结果反一下就好了,(另:如果x/2的值是奇数,那么x的sg值是1)。所以不断的做除法求出一个数字中有多少个2的约数,然后求出结果。注意小数据依旧打表判掉。
Codeforces 603A. Alternative Thinking
题目链接:http://codeforces.com/problemset/problem/603/A
题意:给你一个01串,要你选择其中一个非空的01子串,将其反转(0变成1,1变成0),要求结果的01串中找出的最长的01交替的子序列尽可能长。
分析:贪心或者DP都可以。
DP法:
维护数组dp[3]
,dp[i][j]存储每个状态下到第j位的最长01交替的子序列的长度。
dp[2][i]表示第0位到第i位都没有反转过。
dp[1][i]表示第0位到第i位反转过,并且第i位被反转了
dp[0][i]表示第0位到第i位反转过,并且第i位没有被反转。
状态转移方程见代码。
<span style="font-size:18px;">#include <bits/stdc++.h> using namespace std; char s[100005]; int dp[3][100005]; int main() { int n; while (~scanf("%d",&n)) { scanf("%s",s); memset(dp,0,sizeof(dp)); dp[2][0]=1; dp[1][0]=1; dp[0][0]=1; for (int i=1;i<n;i++) { if (s[i]!=s[i-1]) { dp[2][i]=dp[2][i-1]+1; dp[1][i]=max(dp[2][i-1],dp[1][i-1]+1); dp[0][i]=max(dp[1][i-1],dp[0][i-1]+1); } else { dp[2][i]=dp[2][i-1]; dp[1][i]=max(dp[2][i-1]+1,dp[1][i-1]); dp[0][i]=max(dp[1][i-1]+1,dp[0][i-1]); } } printf("%d\n",max(dp[1][n-1],dp[0][n-1])); } return 0; }</span>贪心法当时没想到,以后有空再补。
Codeforces 603B. Moodular Arithmetic
题目链接:http://codeforces.com/problemset/problem/603/B
题意:
有一个函数映射
,其中
,现已知K,P,问有多少种不同的满足条件的函数映射。其中p是一个素数并且大于2,0<=k<p
分析:
由于p是素数,所以对任意一个k(不等于0)都能在取模p的情况下形成环。
(注1:一元素在一可交换环R内的方阵是可逆的当且仅当其行列式在R是可逆的。)
对于任意的数x,其逆元存在的情况下,x^p=x,即k^(p-1)=1。故对于任意的x,k^(p-1)*f(f(f(f(.....f(x)))))=x,(函数复合p-1次)。
(注2:实际上数字不一定需要取p-1次幂,只是能保证取p-1次幂一定能得到如上结果。)
在此基础之上,枚举出每个x^t=x的结点t,在每个环中的f(x)数字可以任意取,具体自己在纸上写一下就好了。
另外记得f(0)要单独判断。
#include <bits/stdc++.h> using namespace std; const long long mod=1e9+7; long long k,p; bool check[1000005]; long long qpow(long long a,long long b) { long long ans=1; while (b) { if (b&1) ans=ans*a%mod; a=a*a%mod; b>>=1; } return ans; } void DW(long long x) { long long n=x; while (!check ) { check =1; n=k*n%p; } return ; } int main() { long long ans; while (cin>>p>>k) { if (k==0) { cout<<qpow(p,p-1)<<endl; continue; } memset(check,0,sizeof(check)); if (k==1) ans=p; else ans=1; for (int i=1;i<p;i++) { if (check[i]) continue; ans=ans*p%mod; DW(i); } cout<<ans<<endl; } return 0; }
Codeforces 603C. Lieges of Legendre
题目链接:http://codeforces.com/problemset/problem/603/C
题意:现有n堆石子和p,每堆石子的个数已知,现在两个人玩游戏,轮流操作。
操作分为两种:
1.从某一堆石子中取走一颗。
2.选取一个石子数量为偶数x的堆,取走整堆,然后重新放入p堆数量为x/2的石子堆。
问先手必胜否。
分析:
上分题,最后少写了一个判断不然就上分了,留个遗憾。
简单博弈,由于对称性可以得出如果仅存在偶数堆两两相对数量相同的石子,那么先手一定必输。
由此可以得出:如果k为奇数,结果和k=1的时候是一样的。如果k为偶数,那么结果和k=0的时候是一样的。
接下来分k=1和k=0讨论.
k=0:操作有两种,从某一堆石子中取走一颗或者对一个偶数堆取走整堆。
k=1:操作有两种,从某一堆石子中取走一颗或者对一个偶数堆取走半堆。
接下来套SG函数即可。
找边界条件的话,可以先把较小范围的数字直接打表打出来,避免特判。
还有就是根据奇偶性判断掉一部分,这个可以根据打表的结果看出来。
但是,但是,但是,重要的事情说三遍,我不是这么写的。。当时不知道怎么抽风了没有想常规套路直接肉眼套规律了。
重点就是打表打表打表,然后看看看,然后就出来了。
嗯开个玩笑。
k=0的情况的话打表能秒看出答案就不说了。
k=1的情况,(直觉很重要,当然证明也不难)对于任意的数字x,如果它是奇数的话,sg值是0,如果是偶数的话,sg值一定是1或者2,这个结果和x/2的结果反一下就好了,(另:如果x/2的值是奇数,那么x的sg值是1)。所以不断的做除法求出一个数字中有多少个2的约数,然后求出结果。注意小数据依旧打表判掉。
#include <bits/stdc++.h> using namespace std; int tick(int x) { int num=0; while(x%2==0) { if (x==4) break; num++; x/=2; if (x==3) { num++; break; } } if (num%2) return 1; else return 2; } int main() { int n,k,c; int sg[21]={0,1,0,1,2,0,2,0,1,0,1,0,1,0,1,0,2,0,1,0,2}; int sum; while (~scanf("%d%d",&n,&k)) { sum=0; for (int i=1;i<=n;i++) { scanf("%d",&c); if (k%2==0) { if (c==1||c==2) sum^=c; else sum^=(c-1)%2; } else { if (c<=10) sum^=sg[c]; else { if (c%2==0) sum^=tick(c); } } } if (sum) printf("Kevin\n"); else printf("Nicky\n"); } return 0; }
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