没做完。
A. Almost Prefix Concatenation
给定字符串 \(S,T\)。称一个串是好的，当且仅当可以通过修改不超过一个字符使其成为 \(T\) 的前缀。
称一个把 \(S\) 划分成 \(n\) 个非空子串 \(S_1,S_2,\cdots,S_n\) 的方案是合法的，当且仅当对于任意 \(1 \le i \le n\)，串 \(S_i\) 都是好的。定义合法划分方案的权值为 \(n^2\)。
求所有合法划分方案的权值和对 \(998244353\) 取模后的值。
\(1 \le |S|,|T| \le 10^6\)。
预处理出从每个位置开始最长的合法串长度。这等价于先求一次 LCP，跳过下一位，然后再求一次 LCP，可以直接二分哈希。计数是简单的，考虑 \((x+1)^2 = x^2+2x+1\)，我们直接 DP 出每一项的系数即可。转移可以使用前缀和优化，时间复杂度 \(\mathcal{O}(n \log n)\)。
code
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long LL;
typedef pair <int, int> pi;
#define fi first
#define se second
constexpr int N = 1e6 + 5, mod = 998244353;
constexpr int B = 233, mod0 = 1e9 + 7, mod1 = 1e9 + 9;
bool Mbe;
void add(int &x, int y) {
x = x + y >= mod ? x + y - mod : x + y;
}
int n, m, h[N][2], sval[N][2], tval[N][2];
char s[N], t[N];
int f[N][3], sum[N][3], R[N];
pi get_hash(int val[N][2], int l, int r) {
pi res;
res.fi = (val[r][0] + mod0 - 1LL * val[l - 1][0] * h[r - l + 1][0] % mod0) % mod0;
res.se = (val[r][1] + mod1 - 1LL * val[l - 1][1] * h[r - l + 1][1] % mod1) % mod1;
return res;
}
int lcp(int i, int j) {
if (i > n || j > m) return 0;
int l = 1, r = min(n - i + 1, m - j + 1);
int res = 0;
while (l <= r) {
int mid = l + r >> 1;
if (get_hash(sval, i, i + mid - 1) == get_hash(tval, j, j + mid - 1)) l = mid + 1, res = mid;
else r = mid - 1;
}
return res;
}
bool Med;
int main() {
// fprintf(stderr, "%.9lf\n", 1.0 * (&Mbe - &Med) / 1048576.0);
ios :: sync_with_stdio(false);
cin.tie(0), cout.tie(0);
cin >> s + 1;
cin >> t + 1;
n = strlen(s + 1), m = strlen(t + 1);
h[0][0] = h[0][1] = 1;
for (int i = 1; i <= n; i++) {
sval[i][0] = (1LL * sval[i - 1][0] * B % mod0 + (s[i] - 'a')) % mod0;
sval[i][1] = (1LL * sval[i - 1][1] * B % mod1 + (s[i] - 'a')) % mod1;
tval[i][0] = (1LL * tval[i - 1][0] * B % mod0 + (t[i] - 'a')) % mod0;
tval[i][1] = (1LL * tval[i - 1][1] * B % mod1 + (t[i] - 'a')) % mod1;
h[i][0] = 1LL * h[i - 1][0] * B % mod0;
h[i][1] = 1LL * h[i - 1][1] * B % mod1;
}
for (int i = 1; i <= n; i++) {
int l1 = 0, l2 = 0;
l1 = lcp(i, 1);
if (i + l1 - 1 == n || l1 == m) R[i] = i + l1 - 1;
else {
l2 = lcp(i + l1 + 1, 1 + l1 + 1);
R[i] = i + l1 + 1 + l2 - 1;
}
}
// for (int i = 1; i <= n; i++) cout << i << " " << R[i] << "\n";
f[n + 1][0] = sum[n + 1][0] = 1;
for (int i = n; i >= 1; i--) {
int s0 = (sum[i + 1][0] + mod - sum[R[i] + 2][0]) % mod;
int s1 = (sum[i + 1][1] + mod - sum[R[i] + 2][1]) % mod;
int s2 = (sum[i + 1][2] + mod - sum[R[i] + 2][2]) % mod;
f[i][0] = s0;
f[i][1] = (s0 + s1) % mod;
f[i][2] = (1LL * s0 + 2LL * s1 % mod + 1LL * s2) % mod;
for (int j = 0; j < 3; j++)
sum[i][j] = (sum[i + 1][j] + f[i][j]) % mod;
}
cout << f[1][2] << "\n";
// cerr << 1e3 * clock() / CLOCKS_PER_SEC << "ms\n";
return 0;
}
/*
ababaab
aba
*/
B. Palindromic Beads
给定一颗 \(n\) 个点的树，点 \(i\) 有元素 \(c_i\)。定义一条路径的权值为路径上元素的最长回文子序列的长度。求最大权值。
\(1 \le n \le 2 \times 10^5\)，保证每种元素出现不超过 \(2\) 次。
先不考虑单点。把所有链按照长度排序，这样可以发现一条链只可能被前面的链包含。考虑直接 DP，设 \(f_i\) 为考虑了前 \(i\) 条链的答案，转移找到所有包含 \(i\) 的链 \(j\)，令 \(f_i \gets f_j + 2\)。然后可以发现对于一条链 \(i\)，包含它的链 \(j\) 在 DFS 序上是一个矩形，所以其实就是单点修改矩形求 \(\max\)，树套树维护即可。
最后考虑单点，它只可能在最后出现一次。容易将包含点 \(u\) 的链拆分成 \(\mathcal{O}(deg_u)\) 个 DFS 序上的矩形，直接查就行了。总时间复杂度 \(\mathcal{O}(n \log^2 n)\)。
code
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long LL;
typedef pair <int, int> pi;
#define fi first
#define se second
constexpr int N = 2e5 + 5, M = N * 200;
bool Mbe;
void chkmx(int &x, int y) {
x = x > y ? x : y;
}
int n, c[N], st[N], ed[N], tim, dep[N], f[N], g[N], ans;
vector <int> e[N], v[N];
namespace SGT2 {
#define m ((l + r) >> 1)
int tot, root[N << 2], tr[M], ls[M], rs[M];
void mdf(int &x, int l, int r, int p, int v) {
if (!x) x = ++tot;
chkmx(tr[x], v);
if (l == r) return;
if (p <= m) mdf(ls[x], l, m, p, v);
else mdf(rs[x], m + 1, r, p, v);
}
int qry(int x, int l, int r, int ql, int qr) {
if (ql <= l && qr >= r) return tr[x];
if (qr <= m) return qry(ls[x], l, m, ql, qr);
if (ql > m) return qry(rs[x], m + 1, r, ql, qr);
return max(qry(ls[x], l, m, ql, qr), qry(rs[x], m + 1, r, ql, qr));
}
#undef m
}
namespace SGT1 {
#define m ((l + r) >> 1)
void mdf(int x, int l, int r, int p, int y, int z) {
SGT2 :: mdf(SGT2 :: root[x], 1, n, y, z);
if (l == r) return;
if (p <= m) mdf(x << 1, l, m, p, y, z);
else mdf(x << 1 | 1, m + 1, r, p, y, z);
}
int qry(int x, int l, int r, int L1, int R1, int L2, int R2) {
if (L1 <= l && R1 >= r) return SGT2 :: qry(SGT2 :: root[x], 1, n, L2, R2);
if (R1 <= m) return qry(x << 1, l, m, L1, R1, L2, R2);
if (L1 > m) return qry(x << 1 | 1, m + 1, r, L1, R1, L2, R2);
return max(qry(x << 1, l, m, L1, R1, L2, R2), qry(x << 1 | 1, m + 1, r, L1, R1, L2, R2));
}
int qry(int L1, int R1, int L2, int R2) {
if (L1 > R1 || L2 > R2) return 0;
return qry(1, 1, n, L1, R1, L2, R2);
}
#undef m
}
void dfs(int u, int ff) {
for (auto it = e[u].begin(); it != e[u].end(); it++)
if (*it == ff) {
e[u].erase(it);
break;
}
st[u] = ++tim, dep[u] = dep[ff] + 1;
for (auto v : e[u])
if (v != ff) dfs(v, u);
ed[u] = tim;
}
int climb(int x, int y) {
return *prev(upper_bound(e[y].begin(), e[y].end(), x, [&](int x, int y) {
return st[x] < st[y];
}));
}
void upd(int x) {
// cerr << x << "!\n";
chkmx(ans, 1 + SGT1 :: qry(1, st[x], st[x], ed[x]));
for (auto y : e[x]) chkmx(ans, 1 + SGT1 :: qry(st[y], ed[y], ed[y] + 1, n));
}
bool Med;
int main() {
// fprintf(stderr, "%.9lf\n", 1.0 * (&Mbe - &Med) / 1048576.0);
ios :: sync_with_stdio(false);
cin.tie(0), cout.tie(0);
cin >> n;
for (int i = 1; i <= n; i++) cin >> c[i], v[c[i]].emplace_back(i);
for (int i = 1; i < n; i++) {
int x, y;
cin >> x >> y;
e[x].emplace_back(y);
e[y].emplace_back(x);
}
dfs(1, 0);
for (int i = 1; i <= n; i++) {
f[i] = i;
sort(v[i].begin(), v[i].end(), [&](int x, int y) {
return st[x] < st[y];
});
for (auto it : v[i]) g[i] = max(g[i], dep[it]);
}
sort(f + 1, f + n + 1, [&](int x, int y) {
return g[x] > g[y];
});
// for (int i = 1; i <= n; i++) cerr << f[i] << " \n"[i == n];
// for (int i = 1; i <= n; i++) cerr << st[i] << " " << ed[i] << "\n";
for (int i = 1; i <= n; i++) {
int cur = f[i];
if (!g[cur] || v[cur].size() < 2) continue;
int x = v[cur][0], y = v[cur][1];
// cerr << x << " " << y << "\n";
int val = 0;
upd(x), upd(y);
if (st[x] <= st[y] && ed[y] <= ed[x]) {
int r = climb(y, x);
chkmx(val, SGT1 :: qry(1, st[r] - 1, st[y], ed[y]));
chkmx(val, SGT1 :: qry(st[y], ed[y], ed[r] + 1, n));
} else chkmx(val, SGT1 :: qry(st[x], ed[x], st[y], ed[y]));
val += 2;
SGT1 :: mdf(1, 1, n, st[x], st[y], val);
chkmx(ans, val);
}
for (int i = 1; i <= n; i++)
if (v[c[i]].size() == 1) upd(i);
cout << ans << "\n";
// cerr << 1e3 * clock() / CLOCKS_PER_SEC << "ms\n";
return 0;
}
/*
4
1 1 2 2
1 2
2 3
2 4
*/
H. Hurricane
给定一张 \(n\) 个点 \(m\) 条边的无向图，所有边边权均为 \(1\)。
对 \(k = 1 \sim n\) 求出有多少无序二元组 \((u,v)\) 满足在补图中 \(u\) 到 \(v\) 的最短距离恰为 \(k\)。
\(2 \le n \le 10^5\)，\(0 \le m \le 2 \times 10^5\)。
注意到，对于两个点 \(u\) 和 \(v\)，如果满足 \(deg_u + deg_v < n\)，那么一定有 \(dis(u, v) ≤ 2\)，这是因为补图中一定存在至少一个点与 \(u\) 和 \(v\) 均相连。
考虑从所有满足 \(2deg_u ≥ n\) 的 \(u\) 出发跑一次单源补图最短路，这样的 \(u\) 只有 \(\mathcal{O}(\frac{m}{n}) \le \mathcal{O}(\sqrt m)\) 个，其余所有点对之间的最短路长度都不超过 \(2\)，并且当且仅当两个点之间有边直接相连时，两点之间的最短路长度为 \(2\)。总时间复杂度 \(\mathcal{O}( (n+m)\sqrt {m})\)。
code
include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long LL;
typedef pair <int, int> pi;
#define fi first
#define se second
constexpr int N = 1e5 + 5, mod = 998244353;
bool Mbe;
int n, m, vis[N], dis[N], deg[N]; LL ans[N];
vector <int> e[N];
void bfs(int s) {
vector <int> cur;
queue <int> q;
for (int i = 1; i <= n; i++) {
if (i == s) q.push(i), dis[i] = 0;
else cur.emplace_back(i), dis[i] = n + 1;
vis[i] = 0;
}
while (!q.empty()) {
int u = q.front();
q.pop();
for (auto v : e[u]) vis[v] = u;
for (int i = 0; i < cur.size(); i++) {
int v = cur[i];
if (vis[v] == u) continue;
dis[v] = dis[u] + 1;
q.push(v);
swap(cur[i], cur.back()), cur.pop_back(), i--;
}
}
}
bool Med;
int main() {
// fprintf(stderr, "%.9lf\n", 1.0 * (&Mbe - &Med) / 1048576.0);
ios :: sync_with_stdio(false);
cin.tie(0), cout.tie(0);
cin >> n >> m;
for (int i = 1; i <= m; i++) {
int u, v;
cin >> u >> v;
e[u].emplace_back(v);
e[v].emplace_back(u);
deg[u]++;
deg[v]++;
}
ans[1] = 1LL * n * (n - 1) / 2 - m;
for (int u = 1; u <= n; u++) {
if (deg[u] >= n / 2) {
bfs(u);
for (auto v : e[u]) {
if (deg[v] >= n / 2 && v < u) continue;
ans[dis[v]]++;
}
} else {
for (auto v : e[u]) {
if (deg[v] >= n / 2 || v < u) continue;
ans[2]++;
}
}
}
for (int i = 1; i < n; i++) cout << ans[i] << " ";
// cerr << 1e3 * clock() / CLOCKS_PER_SEC << "ms\n";
return 0;
}
/*
4 2
1 2
3 4
*/
L. Partially Free Meal
给定长为 \(n\) 的序列 \(a,b\)。对于子序列 \(p_1,p_2,\cdots,p_k\)，定义其代价为 \(\sum \limits_{i=1}^k a_{p_i} + \max\limits_{i=1}^k b_{p_i}\)。
对 \(k = 1 \sim n\) 求出所有长为 \(k\) 的子序列的最小代价。
\(1 \le n \le 10^5\)，\(1 \le a_i,b_i \le 10^9\)。
首先考虑如何计算固定的 \(k\) 的答案。将所有元素按照 \(b\) 从小到大排序，枚举第 \(x (k ≤ x ≤n)\) 个元素作为选中的 \(b\) 最大的元素，那么剩下的 \(k − 1\) 个显然是贪心选择前 \(x − 1\) 个元素中 \(a\) 最小的 \(k − 1\) 个。\(k\) 固定的情况可以用堆维护，如果多次给定 \(k\) 和 \(x\)，可以通过可持久线段树 \(\mathcal{O}(\log n)\) 求出对应方案的值 \(w(k, x)\)。
接下来的想法很牛。令 \(f(k)\) 表示使 \(k\) 取到最优解的 \(x\)。对于两个不同的决策 \(x, y (x < y)\)，若 \(w(k, x) ≥ w(k, y)\)，那么增大 \(k\) 之后由于 \(y\) 的可选择范围严格包含了 \(x\) 的可选择范围，因此 \(y\) 新选的 \(a\) 值一定不大于 \(x\) 所选的，即 \(w(k', x) ≥ w(k', y)\) 对于 \(k ≤ k' ≤ n\) 恒成立。由此可得 \(f(1) ≤ f(2) \cdots ≤ f(n)\)，即最优决策具有单调性，分治即可做到 \(\mathcal{O}(n \log^2 n)\)。
code
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long LL;
typedef pair <int, int> pi;
#define fi first
#define se second
constexpr int N = 2e5 + 5, M = N << 5;
constexpr LL inf = 1e18;
bool Mbe;
int n, m; LL val[N], ans[N];
struct dat {
LL a, b;
bool operator < (const dat &p) const {
return b < p.b;
}
} c[N];
#define m ((l + r) >> 1)
int root[N], tot, ls[M], rs[M], cnt[M]; LL sum[M];
int build(int l, int r) {
int x = ++tot;
if (l == r) return x;
ls[x] = build(l, m);
rs[x] = build(m + 1, r);
return x;
}
int mdf(int pre, int l, int r, int p) {
int x = ++tot;
ls[x] = ls[pre], rs[x] = rs[pre], cnt[x] = cnt[pre], sum[x] = sum[pre];
if (l == r) {
cnt[x]++;
sum[x] += val[p];
return x;
}
if (p <= m) ls[x] = mdf(ls[pre], l, m, p);
else rs[x] = mdf(rs[pre], m + 1, r, p);
cnt[x] = cnt[ls[x]] + cnt[rs[x]];
sum[x] = sum[ls[x]] + sum[rs[x]];
return x;
}
LL qry(int x, int l, int r, int k) {
if (!k) return 0;
if (l == r) return 1LL * k * val[l];
if (cnt[ls[x]] > k) return qry(ls[x], l, m, k);
return qry(rs[x], m + 1, r, k - cnt[ls[x]]) + sum[ls[x]];
}
#undef m
LL qry(int x, int k) {
if (x < k) return inf;
return qry(root[x], 1, m, k);
}
void solve(int l, int r, int ql, int qr) {
if (l > r || ql > qr) return;
if (ql == qr) {
for (int i = l; i <= r; i++) ans[i] = c[ql].b + qry(ql, i);
return;
}
LL res = inf, pos = ql;
int mid = l + r >> 1;
for (int i = ql; i <= qr; i++) {
LL val = c[i].b + qry(i, mid);
if (val < res) res = val, pos = i;
}
ans[mid] = res;
solve(l, mid - 1, ql, pos);
solve(mid + 1, r, pos, qr);
}
bool Med;
int main() {
// fprintf(stderr, "%.9lf\n", 1.0 * (&Mbe - &Med) / 1048576.0);
ios :: sync_with_stdio(false);
cin.tie(0), cout.tie(0);
cin >> n;
for (int i = 1; i <= n; i++) {
cin >> c[i].a >> c[i].b;
val[i] = c[i].a;
}
sort(c + 1, c + n + 1);
sort(val + 1, val + n + 1);
m = unique(val + 1, val + n + 1) - val - 1;
root[0] = build(1, n);
for (int i = 1; i <= n; i++) {
int pos = lower_bound(val + 1, val + m + 1, c[i].a) - val;
root[i] = mdf(root[i - 1], 1, m, pos);
}
solve(1, n, 1, n);
for (int i = 1; i <= n; i++) cout << ans[i] << "\n";
// cerr << 1e3 * clock() / CLOCKS_PER_SEC << "ms\n";
return 0;
}
/*
3
2 5
4 3
3 7
*/
- Universal Binjiang Stage The 2nduniversal binjiang stage the universal stage the 2nd the universal binjiang contest universal qingdao stage the universal okayama stage the universal shenyang stage the universal stage hefei the universal taipei stage the universal stage 6555 good universal contest nanjing stage