【NOIP模拟题】[状压dp][线段树]
2016-11-10 19:15
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T1
给出一个长度不超过100只包含’B’和’R’的字符串,将其无限重复下去。
比如,BBRB则会形成BBRBBBRBBBRB。现在给出一个区间[l,r]询问该区间内有多少个字符’B’(区间下标从1开始)
思路:
写起走就行了…考试的时候脑抽写了高精度…结果wa完了TAT
主要就是把left、right扩展开到端点,处理小小注意一下就行qwq
T2
我们要从n种食物选m个出来,安排一个顺序吃掉它(们),每种食物有个美味值ai,然后我们有k个规则,每个规则有 xi, yi 和 ci三个数,如果吃完第xi种食物接下来马上吃第yi种食物,第j种食物的美味值会增加ci。每种食物至多吃一个,求美味值最大的和是多少?
【数据范围】
30% m<=n<=5 ,0<=ci,ai<=1e5
100% m<=n<=18,0<=ci,ai<=1e9
思路:
事实证明这道题貌似以前见到过…
看数据范围就可以看出来…咦,n只有18所以毫无疑问考虑状态压缩….嗯压缩的时候没有用for而是用了队列,结果…后头全T了qwq
ps:注释的部分是之前用map写的队列(以为1<<18开不下,脑抽orz)
T3
给定一棵树,1,为根节点,有m个操作或询问,操作(x,k)为将x节点权值加k,它儿子加k+1,孙子加k+2,以此类推,查询为求x及它形成子树权值总和。
n<=5e4,m<=1e5
思路:
这道题…拿到后看数据范围,可以判断每次询问或修改要控制在logn左右才行,再加上昨天看了树链剖分,就比较容易会想到是将树铺成一条链,再用线段树维护。由于把公式写复杂了所以考虑复杂了于是乎考试时没写完qwq交了个暴力结果wa了TAT
单点公式:dp[v]-dp[root]+k; dp指深度,root是操作时的根。
知道单点修改之后,注意每次修改的 k-dp[root]是一样的,所以将它延迟在线段树上处理,只需*区间的size即可,而dp[v]在建树时可以区段求和,于是便很好处理了。
代码代码qwq:
注意update时先pushdown!!!唉唉唉╮(╯▽╰)╭
无关紧要的话:离noip还有9天,fighting!
给出一个长度不超过100只包含’B’和’R’的字符串,将其无限重复下去。
比如,BBRB则会形成BBRBBBRBBBRB。现在给出一个区间[l,r]询问该区间内有多少个字符’B’(区间下标从1开始)
思路:
写起走就行了…考试的时候脑抽写了高精度…结果wa完了TAT
主要就是把left、right扩展开到端点,处理小小注意一下就行qwq
#include<iostream> #include<cstdio> #include<cstring> #define LL long long using namespace std; int n,tot; LL le,ri,ans; char mo[105],c; void worrk() { cin>>le>>ri; int y1=le%n,y2=ri%n,gg=0; if(!y1)y1=n; if(!y2)y2=n; le-=y1; ri+=n-y2; for(int i=1;i<=n;i++) if(mo[i]=='B')tot++; for(int i=1;i<y1;i++) if(mo[i]=='B')gg++; for(int i=n;i>y2;i--) if(mo[i]=='B')gg++; ans=(ri-le)/(LL)n*(LL)tot; ans-=(LL)gg; cout<<ans; } int main() { freopen("a.in","r",stdin); freopen("a.out","w",stdout); scanf("%s",mo+1);n=strlen(mo+1); worrk(); }
T2
我们要从n种食物选m个出来,安排一个顺序吃掉它(们),每种食物有个美味值ai,然后我们有k个规则,每个规则有 xi, yi 和 ci三个数,如果吃完第xi种食物接下来马上吃第yi种食物,第j种食物的美味值会增加ci。每种食物至多吃一个,求美味值最大的和是多少?
【数据范围】
30% m<=n<=5 ,0<=ci,ai<=1e5
100% m<=n<=18,0<=ci,ai<=1e9
思路:
事实证明这道题貌似以前见到过…
看数据范围就可以看出来…咦,n只有18所以毫无疑问考虑状态压缩….嗯压缩的时候没有用for而是用了队列,结果…后头全T了qwq
#include<iostream> #include<cstdio> #include<queue> #include<map> #define LL long long using namespace std; const int N=20; int n,m,k,x,y,z; LL c ,ans,f ,s[19][(1<<18)+1]; struct node{ LL zt,ta; int las,ch; }; queue<node>q; LL max(LL a,LL b) { if(a>b)return a; else return b; } void worrk() { /*for(int i=1;i<=n;i++) { node a; a.zt=0|1<<(i-1);a.ta=c[i]; a.las=i;a.ch=1; q.push(a); } while(!q.empty()) { node w=q.front();q.pop(); if(w.ch==m){ ans=max(ans,w.ta); continue; } int u=w.las;LL r=w.zt; if(s[u][r]<w.ta)s[u][r]=w.ta; else continue; for(int i=1;i<=n;i++) if(i!=u&&!(r&1<<(i-1))) { node k; k.zt=r|1<<(i-1); k.ta=f[u][i]+w.ta+c[i]; k.las=i;k.ch=w.ch+1; q.push(k); } }*/ for(int i=1;i<(1<<n);i++) { int tot=0; for(int j=0;j<n;j++) if(i&1<<j)tot++; if(tot>m)continue; for(int j=1;j<=n;j++) //this { if((i&1<<(j-1))==0)continue; if(tot==1){ s[0][i]=s[j][i]=c[j]; break; } LL ma=0; for(int k=1;k<=n;k++) //last { if((1<<(k-1)&i)==0||j==k)continue; ma=max(ma,s[k][i&(~(1<<(j-1)))]+f[k][j]+c[j]); } s[j][i]=ma; if(tot==m)ans=max(s[j][i],ans); } } cout<<ans<<endl; } int main() { freopen("b.in","r",stdin); freopen("b.out","w",stdout); scanf("%d%d%d",&n,&m,&k); for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&c[i]); for(int i=1;i<=k;i++) { scanf("%d%d%d",&x,&y,&z); f[x][y]=max(f[x][y],z); } worrk(); }
ps:注释的部分是之前用map写的队列(以为1<<18开不下,脑抽orz)
T3
给定一棵树,1,为根节点,有m个操作或询问,操作(x,k)为将x节点权值加k,它儿子加k+1,孙子加k+2,以此类推,查询为求x及它形成子树权值总和。
n<=5e4,m<=1e5
思路:
这道题…拿到后看数据范围,可以判断每次询问或修改要控制在logn左右才行,再加上昨天看了树链剖分,就比较容易会想到是将树铺成一条链,再用线段树维护。由于把公式写复杂了所以考虑复杂了于是乎考试时没写完qwq交了个暴力结果wa了TAT
单点公式:dp[v]-dp[root]+k; dp指深度,root是操作时的根。
知道单点修改之后,注意每次修改的 k-dp[root]是一样的,所以将它延迟在线段树上处理,只需*区间的size即可,而dp[v]在建树时可以区段求和,于是便很好处理了。
代码代码qwq:
#include<iostream> #include<cstdio> #include<queue> #include<vector> #define R(x) (x<<1|1) #define L(x) (x<<1) #define LL long long using namespace std; const int N=50005; int n,q,x,y,head ,next ,tov ,tot,fa ; int w ,id,tail ; LL ans; char c; struct node{ int siz,dp,add; LL cl; }tr ; struct node2{ int le,ri,ci; LL qq,sum,dps; }cc[N*4]; void build(int a,int b) {tot++;next[tot]=head[a];tov[tot]=b;head[a]=tot;} void dfs(int k) { int u=head[k],v=tov[u]; tr[k].siz=1; while(u) { tr[v].dp=tr[k].dp+1; dfs(v); tr[k].siz+=tr[v].siz; u=next[u];v=tov[u]; } } void dfs2(int k,int t) { w[k]=++id;fa[id]=k; int u=head[k],v=tov[u]; while(u) { dfs2(v,v); u=next[u];v=tov[u]; } tail[k]=id; } void pushup(int u) { cc[u].dps=cc[R(u)].dps+cc[L(u)].dps; } void pushdown(int u) { cc[u].sum+=cc[u].dps*(LL)cc[u].ci+cc[u].qq*(LL)(cc[u].ri-cc[u].le+1); cc[R(u)].ci+=cc[u].ci;cc[R(u)].qq+=cc[u].qq; cc[L(u)].ci+=cc[u].ci;cc[L(u)].qq+=cc[u].qq; cc[u].ci=0;cc[u].qq=0; } void update(int u) { pushdown(R(u));pushdown(L(u)); //!!!!!! cc[u].sum=cc[R(u)].sum+cc[L(u)].sum; } void buildtr(int u,int l,int r) { cc[u].le=l;cc[u].ri=r; if(l==r) { cc[u].dps=tr[fa[r]].dp; return; } int mid=(l+r)>>1; buildtr(R(u),mid+1,r); buildtr(L(u),l,mid); pushup(u); } void add(int u,int l,int r,int k,int gen) { if(cc[u].le==l&&cc[u].ri==r) { cc[u].qq+=(k-tr[gen].dp); cc[u].ci++; pushdown(u); return ; } int mid=(cc[u].le+cc[u].ri)>>1; if(mid>=r)add(L(u),l,r,k,gen); else if(mid<l)add(R(u),l,r,k,gen); else{ add(L(u),l,mid,k,gen); add(R(u),mid+1,r,k,gen); } update(u); } void sear(int u,int l,int r) //单点dp[v]-dp[gen]+k;->区段处理后延迟更新 { if(cc[u].le==l&&cc[u].ri==r) { pushdown(u); ans+=cc[u].sum; return; } if(cc[u].ci)pushdown(u); int mid=(cc[u].le+cc[u].ri)>>1; if(mid>=r)sear(L(u),l,r); else if(mid<l)sear(R(u),l,r); else{ sear(L(u),l,mid); sear(R(u),mid+1,r); } update(u); } void pre() { for(int i=2;i<=n;i++) { scanf("%d",&x); build(x,i); } tr[1].dp=1;dfs(1); dfs2(1,1); buildtr(1,1,n); } void worrk() { for(int i=1;i<=q;i++) { c=getchar();while(c!='A'&&c!='Q')c=getchar(); if(c=='A') { scanf("%d%d",&x,&y); add(1,w[x],tail[x],y,x); } else{ scanf("%d",&x); ans=0;sear(1,w[x],tail[x]); printf("%I64d\n",ans); } } } int main() { freopen("c.in","r",stdin); freopen("c.out","w",stdout); scanf("%d%d",&n,&q); pre(); worrk(); }
注意update时先pushdown!!!唉唉唉╮(╯▽╰)╭
无关紧要的话:离noip还有9天,fighting!
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