牛客周赛 Round 40(A,B,C,D,E,F)

news2024/11/13 11:26:46

比赛链接

官方讲解

这场简单,没考什么算法,感觉有点水。D是个分组01背包,01背包的一点小拓展,没写过的可以看看,这个分类以及这个题目本身都是很板的。E感觉就是排名放高了导致没人敢写,本质上是个找规律然后分类讨论。F是个数学算期望的题,纯数学,连取模都没用就用的浮点数。


A 小红进地下城

思路:

签到,比较一下两个串是否相同即可。

code:

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
using namespace std;

string s1,s2;

int main(){
	cin>>s1>>s2;
	puts((s1==s2)?"Yes":"No");
	return 0;
}

B 小红打怪

思路:

找到小红的位置,然后往她面对的方向走,看有几个怪就行了,很签到。

code:

#include <iostream>
#include <cstdio>
using namespace std;
const int maxn=1005;

int n,m;
char mp[maxn][maxn];
int fx[]={-1,1,0,0},fy[]={0,0,-1,1};

int sx,sy,st;

int main(){
	cin>>n>>m;
	for(int i=1;i<=n;i++){
		cin>>mp[i]+1;
		for(int j=1;j<=m;j++)
			if(mp[i][j]>='A' && mp[i][j]<='Z'){
				sx=i;
				sy=j;
				if(mp[i][j]=='W')st=0;
				else if(mp[i][j]=='S')st=1;
				else if(mp[i][j]=='A')st=2;
				else if(mp[i][j]=='D')st=3;
			}
	}
	
	int x=sx,y=sy,ans=0;
	do{
//		printf("(%d,%d)\n",x,y);
		ans+=(mp[x][y]=='*');
		x+=fx[st];
		y+=fy[st];
	}while(x>=1 && x<=n && y>=1 && y<=m);
	cout<<ans<<endl;
	return 0;
}

C 小红的排列构造

思路:

对第 i i i 个位置, a i a_i ai 一定是由 p i p_i pi q i q_i qi 给出,除此之外就没有什么限制了。

所以我们可以提出一个很简单的构造方法:先让 p p p 序列这个位置凑出 a i a_i ai,如果 p p p 序列没有这个数了(已经凑给其他位置了),那我们就让 q q q 序列去凑,如果都没有就无解。否则我们就得到了已经凑出了一部分的 p p p q q q。剩下的数没有限制,就依次补在空缺的位置上即可。

在一个序列剩余的数中查找还有没有某个数,并在给出这个数后把这个数删掉。我们可以用 s e t set set 来模拟这个过程,这题本质是个数据结构题。

code:

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <set>
using namespace std;
const int maxn=1e5+5;

int n,a[maxn];
int p[maxn],q[maxn];
set<int> s1,s2;

int main(){
	cin>>n;
	for(int i=1;i<=n;i++){
		cin>>a[i];
		s1.insert(i);
		s2.insert(i);
	}
	for(int i=1;i<=n;i++){
		if(s1.find(a[i])!=s1.end()){
			p[i]=a[i];
			s1.erase(a[i]);
		}
		else if(s2.find(a[i])!=s2.end()){
			q[i]=a[i];
			s2.erase(a[i]);
		}
		else {
			cout<<-1;
			return 0;
		}
	}
	for(int i=1,x;i<=n;i++){
		if(p[i])x=p[i];
		else {
			x=*s1.begin();
			s1.erase(s1.begin());
		}
		cout<<x<<" \n"[i==n];
	}
	for(int i=1,x;i<=n;i++){
		if(q[i])x=q[i];
		else {
			x=*s2.begin();
			s2.erase(s2.begin());
		}
		cout<<x<<" \n"[i==n];
	}
	return 0;
}

D 小红升装备

思路:

换个思路,我们把一件武器看成是一组物品,这组物品包含:不购买它,购买它,购买它并升若干级的所有情况的武器,这样就变成了分组背包问题(有 N N N 组,每一组你至多选择一个物品(也可以不选),每个物品都有自己的体积和价值,现在给你一个容里为 M M M 的背包,让你用这个背包装物品,使得物品价值总和最大)

但是一把武器你有可能升很多级,导致这把武器可能有很多种情况,但是发现我们的钱是有限的,只有 300 300 300,每升一级还至少要花一块钱,因此我们最多只用升 300 300 300 级,多了也没用,反正也买不起。这样我们枚举一组之内的武器时,只枚举到能买得起的武器等级就行了。

剩下就是分组背包,很板。

code:

#include <iostream>
#include <cstdio>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int maxn=305;

int n,x;
ll dp[maxn][maxn];

int main(){
	cin>>n>>x;
	for(int i=1,a1,c1,c2,a2,mx;i<=n;i++){
		cin>>a1>>c1>>c2>>a2>>mx;
		
		for(int j=0;j<=x;j++)dp[i][j]=dp[i-1][j];
		for(int j=0,cst,val;j<=mx && c1+j*c2<=x;j++){
			cst=c1+j*c2;
			val=a1+j*a2;
			
			for(int k=cst;k<=x;k++)
				dp[i][k]=max(dp[i][k],dp[i-1][k-cst]+val);
		}
	}
	
	ll ans=0;
	for(int i=0;i<=x;i++)
		ans=max(ans,dp[n][i]);
	cout<<ans;
	return 0;
}

E 小红的矩阵划分

思路:

注意题面上 n n n 为偶数的条件。

不难想到,如果两种类型的砖都能填满矩阵的话,我们肯定用砖的平均价值最大的类型来填,这样总数是确定的,总价值就是最大的。

不过并不一定两种类型的砖都能填满矩阵。由于 n n n 是偶数的条件, 2 ∗ 2 2*2 22 的砖一定可以填满,但是 L L L 型的不一定。

进一步研究发现, 当 n n n 6 6 6 的倍数的时候,一定可以用 L L L 型砖块填满。一种可行的策略如下:我们用两个 L L L 型砖块合成一个 2 ∗ 3 2*3 23 矩形形状的方块,它又可以组合成 6 ∗ 6 6*6 66 形状的方块,因此一定可以填满 n n n 6 6 6 的倍数的情况。

n n n 不为 6 6 6 的倍数的时候,我们可以参考上面的填充方式,把整个方阵拆分成一个最大的边长为 6 6 6 的倍数的方阵和两个长为 6 6 6 的倍数的矩形,以及一个小方阵。如下图(1为边长为 6 6 6 的倍数的方阵,23为长为 6 6 6 的倍数的矩形,4为小方阵)

在这里插入图片描述
我们还是用两个 L L L 型砖块合成一个 2 ∗ 3 2*3 23 矩形形状的砖块来对上面的图形进行填充。因为 n n n 为偶数,而且还不是 6 6 6 的倍数,所以 23 的宽,以及 4 的边长要么是 2 2 2,要么是 4 4 4。123很明显可以 2 ∗ 3 2*3 23 的矩形来填充。然后剩下一个 2 ∗ 2 2*2 22 或者 4 ∗ 4 4*4 44 的小方阵。

如果只用 L L L 型砖块来填充,一定会剩下一个格子。我们可以选择把一个 L L L 型砖块替换成 2 ∗ 2 2*2 22 型砖块来利用上这个空闲的格子,不过如果 L L L 型砖块价值很高的话,这里也可能不替换会更优。

所以可能出现的情况我们已经全部讨论出来了。总结如下:

  1. n n n 6 6 6 的倍数的时候,有两种选择:
    1. L L L 型砖块填充满。
    2. 2 ∗ 2 2*2 22 型砖块填充满。
  2. n n n 不为 6 6 6 的倍数的时候,有三种选择:
    1. L L L 型砖块填充满,这时剩一个空闲格子。
    2. 2 ∗ 2 2*2 22 型砖块填充满。
    3. L L L 型砖块填充满,再把一个 L L L 型砖块替换成 2 ∗ 2 2*2 22 型砖块。

code:

#include <iostream>
#include <cstdio>
using namespace std;
typedef long long ll;

ll n,x,y;

int main(){
	cin>>n>>x>>y;
	if(n%3==0)cout<<max(n*n/3*x,n*n/4*y);
	else cout<<max(max(n*n/3*x,n*n/3*x-x+y),n*n/4*y);
	return 0;
} 

F 小红拿宝箱

思路:

发现只取两个宝箱,而且只有一次不取的机会。情况很小,所以我们可以直接人力分情况讨论,分别计算期望。

我们取宝箱只有三种情况,

  1. 不取,取,取
  2. 取,不取 取
  3. 取,取

当只取一个宝箱的时候,使不使用不取的权利的时机还是比较好确定的,就是高于期望就取,否则就不取,重新抽卡。但是还能取两个宝箱的时候就不好说了。所以我们第一步是否取宝箱先分类讨论。分成不取和取的情况,如果不取,那么后面就只能随便取两个宝箱了,不能不取。如果取,那么后面可以取,也可以不取然后再取。

这样情况讨论就变成了:

  1. 不取
    1. 取,取
    1. 不取 取

先讨论第一步取了,现在我们不使用不取宝箱的权利(或者说我们已经用完了不取宝箱的权利),随便取两个宝箱的话,期望计算:

n n n 个数中随便取两个的方法数为 C n 2 C_n^2 Cn2,每个取法平分取到的概率,因此一种取法的概率就是 1 C n 2 \dfrac1{C_n^2} Cn21。计算每个取法的价值比较困难,但是所有取法的价值总和可以算。我们计算期望的时候可以先把概率提公因式,然后先计算所有取法的价值总和。

如果我们钦定第一个数取了 a 1 a_1 a1,另一个数可以取剩下的 n − 1 n-1 n1 个数,这样第一个数取 a 1 a_1 a1 的所有取法之和就为 s u m 1 = ( n − 1 ) ∗ a 1 + ( a 2 + a 3 + ⋯ + a n ) sum_1=(n-1)*a_1+(a_2+a_3+\dots+a_n) sum1=(n1)a1+(a2+a3++an),假设所有数之和 t o t = ∑ i = 1 n a i tot=\sum_{i=1}^{n}a_i tot=i=1nai,那么式子可以写为: s u m 1 = ( n − 2 ) ∗ a 1 + t o t sum_1=(n-2)*a_1+tot sum1=(n2)a1+tot,同理其他数作为第一个数,所以可以得到所有取法的总和 s u m = ∑ i = 1 n s u m i = ( n − 2 ) ∗ ( a 1 + a 2 + ⋯ + a n ) + n ∗ t o t = 2 ∗ ( n − 1 ) ∗ t o t sum=\sum_{i=1}^n{sum_i}=(n-2)*(a_1+a_2+\dots+a_n)+n*tot=2*(n-1)*tot sum=i=1nsumi=(n2)(a1+a2++an)+ntot=2(n1)tot

因为我们计算的时候为了方便是钦定了取数顺序的,但是实际上取数是没有顺序的,因此我们要消除排序的影响,对一种可行的方案,我们由于有顺序,所以得到的所有方案相当于对原本的取数方案进行了一次全排列,一个方案分裂成了全排列个数个方案。比如这里的 a 1 , a 3 a_1,a_3 a1,a3 的一个取数方案就变成 a 1 , a 3 a_1,a_3 a1,a3 a 3 , a 1 a_3,a_1 a3,a1 一共 A 2 2 A_2^2 A22 个方案。因此我们对整个方案除以一个 A 2 2 = 2 A_2^2=2 A22=2 就可以消除掉排序的影响了。因此总的取法之和就是 s u m = ( n − 1 ) ∗ t o t sum=(n-1)*tot sum=(n1)tot。于是期望就是 ( n − 1 ) ∗ t o t C n 2 = t o t / n ∗ 2 \dfrac{(n-1)*tot}{C_n^2}=tot/n*2 Cn2(n1)tot=tot/n2


如果第一步取了,假设取了 a i a_i ai,现在随机取一个宝箱的期望就是 t o t − a i n − 1 \dfrac{tot-a_i}{n-1} n1totai。如果我们下一步取到的宝箱价值大于等于期望,就取它,否则如果小于期望,就重新随机抽取。为了快速算出有多少宝箱的价值大于期望,我们可以给宝箱价值从小到大排个序,然后二分查找第一个大于等于期望的位置,这样后面的宝箱价值都大于等于期望,前面的都小。

假设第 i d id id 个宝箱就是第一个大于等于期望的位置。那么后面 i d id id 个宝箱不重抽,每个的期望是 a j n − 1 ( j ≥ i d ) \dfrac{a_j}{n-1}\quad(j\ge id) n1aj(jid),前 i d − 1 id-1 id1 个宝箱要重新抽取,每个的期望就是 t o t − a i n − 1 n − 1 \dfrac{\frac{tot-a_i}{n-1}}{n-1} n1n1totai,不过需要注意的是,两种情况中有一个会包含进 a i a_i ai ,判断一下然后减去即可。期望之和就是 1 n − 1 ∗ ( ∑ j = i d n a j + ( i d − 1 ) ∗ t o t − a i n − 1 − ( i ≥ i d   ? a i : t o t − a i n − 1 )   ) \dfrac{1}{n-1}*(\sum_{j=id}^{n}a_j+(id-1)*\frac{tot-a_i}{n-1}-(i\ge id\,?a_i:\frac{tot-a_i}{n-1})\,) n11(j=idnaj+(id1)n1totai(iid?ai:n1totai))。这里 ∑ j = i d n a j \sum_{j=id}^{n}a_j j=idnaj 可以预处理后缀和来快速查询。


上面两个讨论分别代表了取与不取第一个数的后续的期望,我们两个总的期望取大的即可。

注意特判 n = 1 n=1 n=1 的情况。

code:

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <algorithm>
using namespace std;
const int maxn=1e5+5;

int n;
double a[maxn],suf[maxn],tot;

int main(){
	cin>>n;
	for(int i=1;i<=n;i++)cin>>a[i],tot+=a[i];
	if(n==1)return cout<<tot,0;
	sort(a+1,a+n+1);
	for(int i=n;i>=1;i--)suf[i]=suf[i+1]+a[i];
	
	double s1=tot/n*2;//任取两个的期望 
	double ans=0;
	for(int i=1;i<=n;i++){
		double s2=(tot-a[i])/(n-1);//拿走ai后任取一个的期望 
		int id=lower_bound(a+1,a+n+1,s2)-a;
		double tmp=suf[id]+(id-1)*s2;//分子部分 
		if(a[i]>=s2)tmp-=a[i];
		else tmp-=s2;
		tmp/=n-1;
		ans+=max(s1,tmp+a[i]);
	}
	printf("%.11lf\n",ans/n);
	return 0;
}

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