[bzoj2118] 墨墨的等式 模数分类 最短路
2017-03-30 08:09
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2118: 墨墨的等式
Description
墨墨突然对等式很感兴趣,他正在研究a1x1+a2x2+…+anxn=B存在非负整数解的条件,他要求你编写一个程序,给定N、{an}、以及B的取值范围,求出有多少B可以使等式存在非负整数解。
Input
输入的第一行包含3个正整数,分别表示N、BMin、BMax分别表示数列的长度、B的下界、B的上界。输入的第二行包含N个整数,即数列{an}的值。
Output
输出一个整数,表示有多少b可以使等式存在非负整数解。
Sample Input
2 5 10
3 5
Sample Output
5
HINT
对于100%的数据,N≤12,0≤ai≤5*10^5,1≤BMin≤BMax≤10^12。
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墨墨突然对等式很感兴趣,他正在研究a1x1+a2x2+…+anxn=B存在非负整数解的条件,他要求你编写一个程序,给定N、{an}、以及B的取值范围,求出有多少B可以使等式存在非负整数解。
Input
输入的第一行包含3个正整数,分别表示N、BMin、BMax分别表示数列的长度、B的下界、B的上界。输入的第二行包含N个整数,即数列{an}的值。
Output
输出一个整数,表示有多少b可以使等式存在非负整数解。
Sample Input
2 5 10
3 5
Sample Output
5
HINT
对于100%的数据,N≤12,0≤ai≤5*10^5,1≤BMin≤BMax≤10^12。
n个物品,可以用0到+oo,问[bmin,bmax]区间内有多少价值可以凑出来。 任选一个ai>0,如果一个价值k∗ai+x(0≤x<ai,k≥0)可以被凑出来,那么显然(k+1)∗ai+x,(k+2)∗ai+x,...都可以被凑出来(这样x的范围就是小于ai了) 如果我们对于每个x都找到最小的k满足k∗ai+x可以被凑出来,这个问题就解决了,用SPFA求余d时最小的B,用dis[d]保存,首先队首是0,因为余0时,B为0是肯定可以的,所以dis[0]=0,通过加上不同的a,得到新的余数。
#include<cstdio> #include<iostream> #include<queue> #include<cstring> using namespace std; const int N = 500000 + 5; const int M = 10000000 + 5; typedef long long ll; ll head , next[M], to[M], w[M], tail; ll a ; void adde( ll u, ll v, ll w1 ){ next[++tail] = head[u]; head[u] = tail; w[tail] = w1; to[tail] = v; } ll dis , ans, minn, n, L, R; bool b ; void spfa() { queue<ll> q; for( ll i = 1; i <= minn; i++ ) dis[i] = 1e15; q.push(0);b[0] = 1; while( !q.empty() ) { ll u = q.front(); q.pop(); b[u] = 0; for( ll i = head[u]; i; i = next[i]) if( dis[to[i]] > dis[u] + w[i] ) { dis[to[i]] = dis[u] + w[i]; if( !b[to[i]] ) { b[to[i]] = 1; q.push(to[i]); } } } } ll query(ll x) { ll ans=0; for(int i=0;i<minn;++i) if(dis[i]<=x) ans+=(x-dis[i])/minn+1; return ans; } int main() { scanf("%lld%lld%lld", &n, &L, &R); scanf("%lld", &a[1]); minn = a[1]; for( int i = 2; i <= n; i++ ) { scanf("%lld", &a[i]); minn = min( minn, a[i] ); } for( ll i = 0; i < minn; i++ ) for( int j = 1; j <= n; j++ ) if( a[j] != minn ) adde( i, (a[j] + i)%minn, a[j]); spfa(); printf("%lld\n", query(R)-query(L-1)); return 0; }
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