現(xiàn)在說回我吧
關(guān)注我的blog的朋友可能發(fā)現(xiàn) 我這里已經(jīng)好久沒更新了
這還要從CTSC&APIO說起
話說那兩次比賽考得很偽 究其原因 恐怕還是學(xué)習(xí)方法的問題
在這方面JL的oier有著得天獨(dú)厚的劣勢(shì)
所以 我經(jīng)常說 作為一個(gè)弱省的oier 不要怕走彎路 這一定是必經(jīng)的過程
在那次回來之后 我就再也沒有寫blog 原因大概就是對(duì)自己今年Au 失去了像CTSC之前那么強(qiáng)的信心 甚至怕省選落選 每天就做做各省省選題 心想Ag就不錯(cuò)了
后來省選又結(jié)束了 我以第二名的成績(jī)進(jìn)隊(duì) 其實(shí)也是情理之中的
之后就是做做NOI 好多題都不能AC 但是要是把力所能及的點(diǎn)都做上 還不Au線高不少 這讓我又有了一點(diǎn)點(diǎn)幻想 但我深知基本不會(huì)有人在NOI吧力所能及的點(diǎn)都答上的
這兩天去參加中考 其實(shí)就是考這玩 我上高中一定是要靠OI的成績(jī)的
參加中考見到了許多同學(xué) 半年沒見到這么多同學(xué)了 還是這些同學(xué)好
在那個(gè)圈子里 沒人會(huì)認(rèn)為你是神牛 沒人會(huì)認(rèn)為你可能進(jìn)國(guó)家隊(duì)甚至IOI Au 也沒人把你當(dāng)小朋友 即使相信也不會(huì)有不斷的orz 不會(huì)吝嗇批評(píng)和鄙視甚至是雞蛋里挑骨頭
雖然少了寫前輩與眾心腸的話 但是卻顯得特別的真實(shí)
由于我們班是最BT的班 所以我的同學(xué)們也就都選擇了最BT的高中 合適JL省太不重視OI了 所以我一定要去的Au才能保證高中也和他們?cè)谝黄?br />為了同學(xué)們 為了不辜負(fù)當(dāng)年手把手教我oi的lpq、給我講了無數(shù)題的zys、在我孤獨(dú)是陪伴我的wh 以及好多好多人
就讓我再修煉28天 在NOI取得Au吧
這將是我這個(gè)blog的最后一篇blog 這次NOI之前先不寫blog了 等這次NOI之后 重新開個(gè)blog
另外看了幾個(gè)我們同學(xué)的blog發(fā)現(xiàn)原來blog不止是寫解題報(bào)告的 尤其是這個(gè)寫的太NB了
不Au就要離開他們了 5555555555555555555
不過即使不在一起上學(xué) 哪個(gè)學(xué)校的oi老師都會(huì)歡迎我的 想見還是能見到 而且可以經(jīng)常見
250 2009-06-29 13:41 發(fā)表評(píng)論
]]>不敢奢望能取得什么太好的成績(jī) 但總不能讓我自己掏比賽費(fèi)可車票(我們學(xué)校規(guī)定 Ag或以上成績(jī)可以報(bào)銷)
下面將寫下我的比賽成績(jī)由于事情還沒有發(fā)生 所以現(xiàn)在還不能寫 期望回來的時(shí)候不要讓我不好意思寫
250 2009-05-03 20:14 發(fā)表評(píng)論
]]>他還鼓勵(lì)我今年進(jìn)集訓(xùn)隊(duì) 叫我自信
現(xiàn)在足以改變一切的3個(gè)月終于到來了
希望借何林神牛的吉言 用3個(gè)月 原了我的Au夢(mèng)
250 2009-04-27 22:53 發(fā)表評(píng)論
]]>后綴數(shù)組果然是一個(gè)很強(qiáng)大的東西 有關(guān)字符串的問題 只要學(xué)好自動(dòng)機(jī)和后綴數(shù)組基本都能解決了
與其說是后綴數(shù)組強(qiáng)大 不如說height數(shù)組強(qiáng)大 后綴數(shù)組的作用也就是方便求解height數(shù)組
使用height數(shù)組 大致有如下你個(gè)常用方法
1、分組:將height值大于等于k的分置一組 使得同組內(nèi)最長(zhǎng)公共前綴>=k
2、二分:根據(jù)具體情況 一般都是二分答案
3、連接：將所有涉及到的字符串連在一起處理
還有一個(gè)神奇的性質(zhì):當(dāng)循環(huán)節(jié)長(zhǎng)度確定時(shí) 保證覆蓋是s[0],s[l],s[l*2]～～中的某連續(xù)兩個(gè)
250 2009-04-14 12:29 發(fā)表評(píng)論
]]>#include<iostream>
#define?Rank(x)?rank[(x)<?(n+1)]
using?namespace?std;
char?a[100000],c[5000],b[5000],d[100000];
int?sa[5001],height[5001],rank[5001],n,sum[5001],h[5001],_sa[5001],_rank[5001],m,ans[20][5001],tr[5001],tl[5001],maxk,maxi,lft[100001],rght[100001],leftt[100001],rightt[100001];
struct?node
{
????int?th;
????char?s;
}r[10000];
int?cmps(const?void?*a,const?void?*b)
{
????return?(*(node?*)a).s-(*(node?*)b).s;
}
int?cmpth(const?void?*a,const?void?*b)
{
????return?(*(node?*)a).th-(*(node?*)b).th;
}
void?getsa()
{
????qsort(r+1,n,sizeof(node),cmps);
????int?p=0;
????for(int?i=1;i<=n;++i)
????????if(r[i].s!=r[i-1].s)
????????{
????????????rank[r[i].th]=++p;
????????????sa[i]=r[i].th;
????????}
????????else
????????{
????????????rank[r[i].th]=p;
????????????sa[i]=r[i].th;
????????}
?????qsort(r+1,n,sizeof(node),cmpth);
?????for(int?l=1;p<n;l<<=1)
?????{
?????????memset(sum,0,sizeof(sum));
?????????memset(h,0,sizeof(h));
?????????for(int?i=1;i<=n;++i)
?????????????++sum[rank[i]+1];
????????for(int?i=1;i<=p;++i)
????????????sum[i]+=sum[i-1];????
?????????for(int?i=n-l+1;i<=n;++i)
????????????_sa[sum[rank[i]]+(++h[rank[i]])]=i;
????????for(int?i=1;i<=n;++i)
?????????????if(sa[i]>l)
?????????????????_sa[sum[rank[sa[i]-l]]+(++h[rank[sa[i]-l]])]=sa[i]-l;
????????memcpy(sa,_sa,sizeof(_sa));
????????p=0;
????????for(int?i=1;i<=n;++i)
????????????_rank[sa[i]]=((rank[sa[i]]==rank[sa[i-1]])&&(Rank(sa[i]+l)==Rank(sa[i-1]+l)))?p:++p;
????????memcpy(rank,_rank,sizeof(_rank));????????????
?????}
}
void?getans()
{
????for(int?i=1;i<=n;++i)
????????ans[0][i]=height[i];
????for(int?i=1;1<<i<=n;++i)
????????for(int?j=1;j+i-1<=n;++j)
????????????ans[i][j]=ans[i-1][j]<?ans[i-1][j+(1<<(i-1))];
}
int?askRMQ(int?s,int?t)
{
????for(int?i=0;;++i)
????????if(t-s<1<<i)
????????????return?ans[i-1][s]<?ans[i-1][t-(1<<(i-1))+1];
}
void?getheight(bool?flag)?
{
????for(int?k=0,i=1,j;i<=n;height[rank[i++]-1]=k)
????????for(k?--k:0,j=sa[rank[i]-1];r[i+k].s==r[j+k].s;++k);
?????getans();
?????if(flag)
?????{
?????????tr[1]=m;
?????????for(int?i=2;i<=m;++i)
?????????????tr[i]=askRMQ(rank[1]<?rank[i-1],rank[1]>?rank[i-1]);
?????}
?????else
?????{
?????????tl[1]=m;
?????????for(int?i=2;i<=m;++i)
?????????????tl[i]=askRMQ(rank[1]<?rank[i-1],rank[1]>?rank[i-1]);????????????
?????}
}
int?main()
{
????scanf("%s",a);
????scanf("%s",b);
????m=strlen(a);
????n=strlen(b);
????for(int?i=0;i<n;++i)
????{
????????r[i+1].s=b[i];
????????r[i+1].th=i+1;
????}
????getsa();
????getheight(1);
????maxk=-1;
????for(int?i=0;i<m;++i)
????{
????????if(maxk<i)
????????{
????????????for(int?j=0;;++j)
????????????????if(j==n||i+j==m||a[i+j]!=b[j])
????????????????{
????????????????????maxk=i+j-1;
????????????????????maxi=i;
????????????????????rght[i]=j;
????????????????????break;
????????????????}
????????}
????????else
????????{
????????????if(tr[maxi-i+1]>=maxk-i+1)
????????????????for(int?j=maxk-i+1;;++j)
????????????????????if(j==n||i+j==m||a[i+j]!=b[j])
????????????????????{
????????????????????????maxk=i+j-1;
????????????????????????maxi=i;
????????????????????????rght[i]=j;????????????????????????
????????????????????}
????????????else
????????????????rght[i]=tr[maxi-i+1];
????????}
????}
????maxk=-1;
????for(int?i=0;i<n;++i)
????{
????????c[i]=r[i+1].s=b[n-i-1];
????????r[i+1].th=i+1;
????}
????getsa();
????getheight(0);
????for(int?i=0;i<m;++i)
????????d[i]=a[m-i-1];
????for(int?i=0;i<m;++i)
????{
????????if(maxk<i)
????????{
????????????for(int?j=0;;++j)
????????????????if(j==n||i+j==m||d[i+j]!=c[j])
????????????????{
????????????????????maxk=i+j-1;
????????????????????maxi=i;
????????????????????lft[i]=j;
????????????????????break;
????????????????}
????????}
????????else
????????{
????????????if(tl[maxi-i+1]>=maxk-i+1)
????????????????for(int?j=maxk-i+1;;++j)
????????????????????if(j==n||i+j==m||d[i+j]!=c[j])
????????????????????{
????????????????????????maxk=i+j;
????????????????????????maxi=i;
????????????????????????lft[i]=j;????????????????????????
????????????????????}
????????????else
????????????????lft[i]=tl[maxi-i+1];
????????}
????}
????for(int?i=m-1;i>=0;--i)
????????if(lft[i]==n&&i+n!=m)
????????????leftt[i]=lft[i]+leftt[i+n];
????????else
????????????leftt[i]=lft[i];
????for(int?i=m-1;i>=0;--i)
????????if(rght[i]==n&&i+n!=m)
????????????rightt[i]=rght[i]+rightt[i+n];
????????else
????????????rightt[i]=rght[i];
????int?maxl=0;
????for(int?i=0;i<m;++i)
????????maxl>?=rightt[i]+leftt[m-i];
????
????if(maxl<n)
????????puts("0");
????else
????????printf("%f\n",double(maxl)/m);
????return?0;
}
#define?Rank(x)?rank[(x)<?(n+1)]
using?namespace?std;
char?a[100000],c[5000],b[5000],d[100000];
int?sa[5001],height[5001],rank[5001],n,sum[5001],h[5001],_sa[5001],_rank[5001],m,ans[20][5001],tr[5001],tl[5001],maxk,maxi,lft[100001],rght[100001],leftt[100001],rightt[100001];
struct?node
{
????int?th;
????char?s;
}r[10000];
int?cmps(const?void?*a,const?void?*b)
{
????return?(*(node?*)a).s-(*(node?*)b).s;
}
int?cmpth(const?void?*a,const?void?*b)
{
????return?(*(node?*)a).th-(*(node?*)b).th;
}
void?getsa()
{
????qsort(r+1,n,sizeof(node),cmps);
????int?p=0;
????for(int?i=1;i<=n;++i)
????????if(r[i].s!=r[i-1].s)
????????{
????????????rank[r[i].th]=++p;
????????????sa[i]=r[i].th;
????????}
????????else
????????{
????????????rank[r[i].th]=p;
????????????sa[i]=r[i].th;
????????}
?????qsort(r+1,n,sizeof(node),cmpth);
?????for(int?l=1;p<n;l<<=1)
?????{
?????????memset(sum,0,sizeof(sum));
?????????memset(h,0,sizeof(h));
?????????for(int?i=1;i<=n;++i)
?????????????++sum[rank[i]+1];
????????for(int?i=1;i<=p;++i)
????????????sum[i]+=sum[i-1];????
?????????for(int?i=n-l+1;i<=n;++i)
????????????_sa[sum[rank[i]]+(++h[rank[i]])]=i;
????????for(int?i=1;i<=n;++i)
?????????????if(sa[i]>l)
?????????????????_sa[sum[rank[sa[i]-l]]+(++h[rank[sa[i]-l]])]=sa[i]-l;
????????memcpy(sa,_sa,sizeof(_sa));
????????p=0;
????????for(int?i=1;i<=n;++i)
????????????_rank[sa[i]]=((rank[sa[i]]==rank[sa[i-1]])&&(Rank(sa[i]+l)==Rank(sa[i-1]+l)))?p:++p;
????????memcpy(rank,_rank,sizeof(_rank));????????????
?????}
}
void?getans()
{
????for(int?i=1;i<=n;++i)
????????ans[0][i]=height[i];
????for(int?i=1;1<<i<=n;++i)
????????for(int?j=1;j+i-1<=n;++j)
????????????ans[i][j]=ans[i-1][j]<?ans[i-1][j+(1<<(i-1))];
}
int?askRMQ(int?s,int?t)
{
????for(int?i=0;;++i)
????????if(t-s<1<<i)
????????????return?ans[i-1][s]<?ans[i-1][t-(1<<(i-1))+1];
}
void?getheight(bool?flag)?
{
????for(int?k=0,i=1,j;i<=n;height[rank[i++]-1]=k)
????????for(k?--k:0,j=sa[rank[i]-1];r[i+k].s==r[j+k].s;++k);
?????getans();
?????if(flag)
?????{
?????????tr[1]=m;
?????????for(int?i=2;i<=m;++i)
?????????????tr[i]=askRMQ(rank[1]<?rank[i-1],rank[1]>?rank[i-1]);
?????}
?????else
?????{
?????????tl[1]=m;
?????????for(int?i=2;i<=m;++i)
?????????????tl[i]=askRMQ(rank[1]<?rank[i-1],rank[1]>?rank[i-1]);????????????
?????}
}
int?main()
{
????scanf("%s",a);
????scanf("%s",b);
????m=strlen(a);
????n=strlen(b);
????for(int?i=0;i<n;++i)
????{
????????r[i+1].s=b[i];
????????r[i+1].th=i+1;
????}
????getsa();
????getheight(1);
????maxk=-1;
????for(int?i=0;i<m;++i)
????{
????????if(maxk<i)
????????{
????????????for(int?j=0;;++j)
????????????????if(j==n||i+j==m||a[i+j]!=b[j])
????????????????{
????????????????????maxk=i+j-1;
????????????????????maxi=i;
????????????????????rght[i]=j;
????????????????????break;
????????????????}
????????}
????????else
????????{
????????????if(tr[maxi-i+1]>=maxk-i+1)
????????????????for(int?j=maxk-i+1;;++j)
????????????????????if(j==n||i+j==m||a[i+j]!=b[j])
????????????????????{
????????????????????????maxk=i+j-1;
????????????????????????maxi=i;
????????????????????????rght[i]=j;????????????????????????
????????????????????}
????????????else
????????????????rght[i]=tr[maxi-i+1];
????????}
????}
????maxk=-1;
????for(int?i=0;i<n;++i)
????{
????????c[i]=r[i+1].s=b[n-i-1];
????????r[i+1].th=i+1;
????}
????getsa();
????getheight(0);
????for(int?i=0;i<m;++i)
????????d[i]=a[m-i-1];
????for(int?i=0;i<m;++i)
????{
????????if(maxk<i)
????????{
????????????for(int?j=0;;++j)
????????????????if(j==n||i+j==m||d[i+j]!=c[j])
????????????????{
????????????????????maxk=i+j-1;
????????????????????maxi=i;
????????????????????lft[i]=j;
????????????????????break;
????????????????}
????????}
????????else
????????{
????????????if(tl[maxi-i+1]>=maxk-i+1)
????????????????for(int?j=maxk-i+1;;++j)
????????????????????if(j==n||i+j==m||d[i+j]!=c[j])
????????????????????{
????????????????????????maxk=i+j;
????????????????????????maxi=i;
????????????????????????lft[i]=j;????????????????????????
????????????????????}
????????????else
????????????????lft[i]=tl[maxi-i+1];
????????}
????}
????for(int?i=m-1;i>=0;--i)
????????if(lft[i]==n&&i+n!=m)
????????????leftt[i]=lft[i]+leftt[i+n];
????????else
????????????leftt[i]=lft[i];
????for(int?i=m-1;i>=0;--i)
????????if(rght[i]==n&&i+n!=m)
????????????rightt[i]=rght[i]+rightt[i+n];
????????else
????????????rightt[i]=rght[i];
????int?maxl=0;
????for(int?i=0;i<m;++i)
????????maxl>?=rightt[i]+leftt[m-i];
????
????if(maxl<n)
????????puts("0");
????else
????????printf("%f\n",double(maxl)/m);
????return?0;
}
這道題是03年饒向榮論文里的一道題 有一定難度
除了T數(shù)組的求解和論文中不同外 沒有什么不同
論文中說的方法沒看懂 期望有牛人能講一下
我的方法很簡(jiǎn)單就是通過后綴數(shù)組完成的 但大大增加了代碼長(zhǎng)度這好象是我寫oi題目寫的最長(zhǎng)的一道了(我太弱了) 一個(gè)不錯(cuò)的開始期望以后每天都能AC并且要多
250 2009-04-13 23:33 發(fā)表評(píng)論
]]>其貪心、構(gòu)造、調(diào)整法頗多 還有一些沒聽說過的 例如差分約束系統(tǒng)、最小限度生成樹、區(qū)間圖判定、最小表示法等等 還涉及到許多數(shù)論、幾何知識(shí)
除了前30題 后面的題 有許多都是NP問題 或者說是無法在要去時(shí)間內(nèi)出解的問題 對(duì)提交答案式問題去頗幫助
其中一些搜索題目的技巧性很高 可以達(dá)到一想不到的效果 甚至比某些多項(xiàng)式算法的運(yùn)行時(shí)間還快
多說無意畢竟這套資料是以前集訓(xùn)隊(duì)留下來的 大家說的一定比我強(qiáng)
下面3周我將作一些專項(xiàng)訓(xùn)練 大概會(huì)使用到WC論文和集訓(xùn)隊(duì)作業(yè) 另外這次的訓(xùn)練要多寫代碼 逢題必AC(雖然不一定是自己想的)
再下面的一周也就是CTSC前的一周我將計(jì)時(shí)完成以往的CTSC、WC、APIO 從而找到手感迎接即將到來的CTSC、APIO
250 2009-04-05 19:09 發(fā)表評(píng)論
]]>差分約束系統(tǒng)
限制最小生成樹
調(diào)整法
區(qū)間圖判定
最小表示法
對(duì)構(gòu)造、貪心有了更進(jìn)一步的認(rèn)識(shí)
還學(xué)了一點(diǎn)數(shù)論、幾何知識(shí)
另外 我發(fā)想 有些題實(shí)在不好證明就不要證明 尤其是貪心、構(gòu)造、調(diào)整法 有時(shí)候即使是錯(cuò)的也可能又不錯(cuò)的收效
要嘗試 一個(gè)題寫多個(gè)程序 小數(shù)據(jù)搜索 大數(shù)據(jù)寫一個(gè)不太完善的算法 （當(dāng)然要是能寫出完善的最好）
還有我的代碼能力實(shí)在有待提高
250 2009-03-30 23:12 發(fā)表評(píng)論
]]>接下來的幾天oi的進(jìn)展都不大 沒有狀態(tài)100book里的每一個(gè)題基本都要看解題報(bào)告 有的看解題報(bào)告都沒看懂 除非出原題 要是讓我自己做一定做不上
話又說回來這兩天看的題都挺偏的 坐不上也有情可原 多見一些沒準(zhǔn)就會(huì)了
老師又想讓我參加吉大的ACM隊(duì) 其實(shí)我不想去 吉大的ACM很水 而且又不把我分到1隊(duì) 去了只是提高代碼能力(雖然我的代碼能力有待提高) 回頭再和老師商量一下
說了這么都希望能帶走不好的狀態(tài) 下一階段要全力以赴oi 離CTSC APIO就剩5周了
在這5周里 我希望能完成 100book剩下的30+ 以及以往的CTSC WC APIO 要是可能就再看一點(diǎn)集訓(xùn)隊(duì)作業(yè)
250 2009-03-30 12:56 發(fā)表評(píng)論
]]>IPSC這個(gè)比賽很有意思 所有題目都是提交答案式的 可惜我英文不好 還要組隊(duì)
有意與我組隊(duì)請(qǐng)與我聯(lián)系 我的郵箱：wwy250@gmail.com
還有通過這個(gè)比賽的排名還是看出中國(guó)的教育存在著巨大的問題
學(xué)生組具有壟斷地位 而成人組就不行了
言歸正傳
很容易想到的是二分圖最大匹配的問題 可以在比賽的時(shí)間內(nèi)跑出來
還有一種更優(yōu)的方法 對(duì)于每種S 可以在O(1)時(shí)間內(nèi)接觸c
對(duì)于每一種S:{a1,a2,～～,a(n+1)/2} (a1<a2<～～<a(n+1)/2) c=a((a1+a2+～～+a(n+1)/2)%((n+1)/2))
這個(gè)可以用反證法證明：
若存在兩個(gè)方案刪數(shù)后的方案相同，設(shè)為
A
，
B
（集合），
另
a1<a2<
……
<am,b1<b2<
……
<bm
，
若
A
中刪去元素
ai
，
B
中刪去
bj
，不妨設(shè)
i<j
，顯然有
ai<bj
根據(jù)條件，
j-i=(bj-ai) mod m,
所以
bj
－
ai
＝
j-i
或者
j-i+m
?
若
bj
－
ai
＝
j
－
i
，因?yàn)?/span>
ai+1...aj=bi...bj-1,
所以
bj-ai-1>=j-i,
所以不可能
?
若
bj
－
ai
＝
j
－
i+m,
??
因?yàn)槿?/span>
A
，
B
存在，則必滿足
(m-j)+(i-1)<=(n-bj)+(ai-1)
??
因?yàn)?/span>
n
＝
m
＋
m-1,
所以
bj-ai<=j-i+m-1,
該情況也不能
綜上所述，不可能存在兩個(gè)方案刪數(shù)后的方案相同。
250 2009-03-21 04:36 發(fā)表評(píng)論
]]>第一題是一道數(shù)學(xué)問題
學(xué)過數(shù)學(xué)競(jìng)賽的人一定知道對(duì)于這個(gè)問題
分得的所有數(shù)一定不是2就是3
而且2的個(gè)數(shù)<3
證明如下
顯然分成含有1的顯然不是最優(yōu)的
若含有p(p>3)則可將其分成由2、3的和組成的序列保證其不差于此當(dāng)前方案
第二題 一道維護(hù)決策單調(diào)性的DP
定義f[i][j]在前i個(gè)點(diǎn)建j個(gè)站前i個(gè)點(diǎn)以及建站的費(fèi)用最小為多上
s[i][j] 為f[i][j]的方案
顯然s[i-1][j]<=s[i][j]<=s[i][j+1]
剩下的就不說了
250 2009-03-17 03:41 發(fā)表評(píng)論
]]>這套題做的很囧
第一題 題目沒什么說的就是模擬 不過很麻煩
但是題目里的游戲很好玩 真的很好玩
第二題 一開始看像04年 ACM上海賽區(qū)的H題 田忌賽馬 記得集訓(xùn)隊(duì)資料里的解法是O(n^2)
但是發(fā)現(xiàn) n<=100000 后來發(fā)現(xiàn)這題與田忌賽馬是不一樣的
田忌賽馬 是求最大|小分差 那么怎么貪心呢
以求最高分為例 提出一個(gè)策略：
設(shè)我方的選手集為A? 對(duì)方為B
若Amax>Bmax
則A-=Amax,B-=Bmax? ans+=2
否則 A-=Amin,B-=Bmax 如果Amin==Bmax? ans+=1
下面是證明
若Amax>Bmax
假設(shè)有一種方案 使得Bmax不與Amax交戰(zhàn)&得分>當(dāng)前方案
設(shè)于Bmax、Amax交戰(zhàn)的分別為a,b
則將Bmax與Amax交戰(zhàn) a與b交戰(zhàn)? 其余與該方案相同 易證此方案不亞于 該方案&此方案得分=原方案
若Amax<=Bmax 同上述方法可證 這里就不多說了
值得一說的是第4題 我想了2天 實(shí)在沒有思路將一些想法記在下面并將它添加到未解決問題中
首先想到的是將它想LCA->RMQ一樣搞出一個(gè)歐拉序列 通過維護(hù)這個(gè)序列解題
那么借助什么數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)好呢 線段樹？
這好像不可能 倒不是得到答案的問題
關(guān)鍵是每次更改都要不止更改一個(gè)或常數(shù)個(gè)
看來 搞成一個(gè)序列是沒戲 那么仍保持樹狀結(jié)構(gòu)呢
這回 更改時(shí)好辦了 但怎么得到答案哪
我又標(biāo)程 不過我這個(gè)人最不擅長(zhǎng)就是讀程序 但可以看出標(biāo)程用到平衡樹
實(shí)在是不會(huì) 等oibh好了到哪頂上問問應(yīng)該會(huì)有結(jié)果
250 2009-03-14 23:21 發(fā)表評(píng)論
]]>終于知道JLOI為什么是5題4h了 因?yàn)镴SOI也是 而JS給JL出題 風(fēng)格當(dāng)然一樣
而且也會(huì)有一些比較偏的題目 還有一點(diǎn)是數(shù)據(jù)弱他還不告訴你 比如最后一題樸素快排就能90分 如果是NOI的會(huì) 一定會(huì)說90%的數(shù)據(jù)n<=?的而且不會(huì)是90%的 最多是40% 沒辦法省選又沒人贊助誰給你好好出題(好像今年NOI就沒有所以WC的題目所有'<='都打成了‘=’)
言歸正傳
這套題目好題還是有的
比如第一題 雖然我至今沒搞明白 但是我知道他要求的是：從A中選取最少的點(diǎn) 使得B中所有點(diǎn)都在A中選取點(diǎn)的凸包內(nèi)? 這個(gè)變化十分巧妙
第二題 枚舉和牌和對(duì)子是必然的趨勢(shì) 那么剩下的判斷是否為和就只能在線性時(shí)間內(nèi)解決了
也就是說題目只給了我們掃一次(或常數(shù)次)的機(jī)會(huì) 而且是能按n掃
這么近的時(shí)間不得讓我們想到貪心 如果對(duì)于一張牌 可以組成順子 也可以組成刻牌 這個(gè)時(shí)候一定要有一種固定的選擇
假設(shè)選擇順子 很顯然若是111234 本來可以和的牌 就不胡了
那如果是刻字呢 經(jīng)反復(fù)試驗(yàn)沒有找到反例 在時(shí)間緊張的比賽中 不一定一定要證明 于是我寫了一下
AC
看來我的感覺還可以 但光靠感覺是不行的 證明如下
若經(jīng)過上訴貪心方法的到的答案是和牌則 這副牌一定是和牌
所以只需證明經(jīng)上述算法得到的答案為非和時(shí) 這副牌一定非和 下面的證明均在經(jīng)上述算法得到的答案為非和前提下進(jìn)行
假設(shè)有一種方案能使這副牌和
則一定有至少一處 原方案為刻字而新方案為順子
將每個(gè)組合按最小、較小、最大3個(gè)關(guān)鍵字順次按有小到大排序
找到第一次這樣的地方
顯然之前的牌組合的方式兩種方案是一樣的
所以當(dāng)將原方案中的刻字轉(zhuǎn)化為順子后 如果該方案為和牌則另兩張?jiān)谠桨笧榭套值呐埔才c其后面兩張組成順子 與組成3個(gè)刻字等效 所以假設(shè)不成立(這樣和在我們吉林打法還大呢)
第3題 我認(rèn)為是一道比較偏的題目 看了解題報(bào)告仍覺得比較偏
一個(gè)被逼無奈的貪心 結(jié)果竟是AC 在這里我不想多說了 有興趣的同學(xué)看這里吧
第4題 比較常見的DP 好像在URAL上做過 就是搞一個(gè)f[i][j]表示前i個(gè)字符 后綴為前綴j(這里的j只在我們預(yù)先搞好的trie里的編號(hào))不含有可識(shí)別單詞的個(gè)數(shù) 重點(diǎn)維護(hù)f 總之很麻煩 但好想 我就不想說了(我的表達(dá)能力容易把自己說糊涂了)
第5題 赤裸裸的后綴數(shù)組 只要將原串加倍即可 我的倍增可以AC而解題報(bào)告說這么做會(huì)超時(shí) 是不是他用string了 不超時(shí)才怪呢
250 2009-03-13 15:08 發(fā)表評(píng)論
]]>由于是01年的題目
難度自然比較低
前3題都是搜索/模擬題 在這里就不多累述
第4題一開始被他數(shù)據(jù)小的特點(diǎn)蒙騙了
搜索|狀態(tài)壓縮的DP 好像都不行 一時(shí)間沒了頭緒
后來想到了二分圖 其實(shí)早應(yīng)該想到二分圖
以橫向?yàn)槔?顯然對(duì)于每一條線段 如果線段上沒有"墻" 則線段上對(duì)多只能有1個(gè)車
縱向同理
所以先遍歷一次這個(gè)矩形 求出所有上述線段 以及所有非墻格子所在的橫縱線段
將所有有相交的線段之間連一條邊 求二分圖最大匹配即可
對(duì)于某些所求為XX最多 每個(gè)XX影響兩個(gè)元素的題目 二分圖往往能夠起到作用
250 2009-03-12 22:54 發(fā)表評(píng)論
]]>但是是江蘇給我們出省選試題 不做不行
各位游客如有江蘇試題希望能共享資源
250 2009-03-12 03:26 發(fā)表評(píng)論
]]>對(duì)于這到題目很容易看出是一個(gè)多字符串匹配問題 顯然是要用到trie圖
不過這個(gè)題目要求將所有定式 一次trie恐怕是做不了了
難道要用其他的方法么 雖然單純的trie無法滿足題目要求 但是沒有比他再像的了
繼續(xù)思考trie圖可以完成的事將所有匹配成功的位置以及與誰匹配返回
但是每個(gè)匹配成功的位置只能返回一個(gè) 與其成功匹配的字符串 顯然這會(huì)有遺漏
比如
dd
bbdd
去匹配bbdd則最多只會(huì)有一個(gè)被記錄
顯然如果一個(gè)兩個(gè)串需要同時(shí)被記錄當(dāng)且僅當(dāng)一個(gè)串是另一個(gè)串的后綴并且較長(zhǎng)串被匹配
所以每次記錄長(zhǎng)度最長(zhǎng)的字符串即可
在這次匹配之后建一顆trie將所有字符串的逆串插入
查找所有被記錄的字符串將路徑上所有的字符串記錄即可
250 2009-03-12 03:21 發(fā)表評(píng)論
]]>其實(shí)JLOI的題目不怎么好 題目不是簡(jiǎn)單就是偏 好題很少 但我畢竟是JL人 JLOI還是要做的
連續(xù)做了7年的JLOI 從中看出了JLOI的成長(zhǎng) 這一點(diǎn)讓我很欣慰 畢竟整體水平的提高會(huì)帶動(dòng)個(gè)人的提高 這叫做水漲船高
但是不得不說JLOI的導(dǎo)向不好 水題多&時(shí)間少
強(qiáng)烈建議加大難度 改成two day 5h3題 這樣才像NOI
以前的省選只要拿到基礎(chǔ)分就可以進(jìn)省隊(duì)了 這個(gè)導(dǎo)向很不好 應(yīng)該讓真正能做上難題的人進(jìn)才對(duì)
不過做在不好的題目也會(huì)有收獲 下面是我的收獲：
08 05 ：通過這到題從新認(rèn)識(shí)了一下AC自動(dòng)機(jī) 原來他不是向treap一樣只要寫對(duì)了就沒事了
他有一些變化 所以我決定 明天看一下《多串匹配算法及其啟示》《Trie圖的構(gòu)建、活用與改進(jìn)》
05 03 ：知道了二分圖最小點(diǎn)覆蓋這個(gè)模型
另外還有了一些騙分、那部分分的心得 只可意會(huì)不可言傳
另外由于時(shí)間關(guān)系08 04、06 03沒有好好研究一下明天同一研究
250 2009-03-11 03:43 發(fā)表評(píng)論
]]>
雖然拿到了滿分 但是那是因?yàn)閿?shù)據(jù)若 我用的是先想解決2—SAT問題貪心一個(gè)解在隨機(jī)化搜索的方法
這個(gè)題有沒有多項(xiàng)式算法？
沒看懂題題目中的"好"/"佳"沒搞明白什么意思
但感覺應(yīng)該是一道值得一做的題目?
塊狀鏈表
這個(gè)大概思想知道 有沒有一個(gè)向講treap一樣詳細(xì)的資料把他的具體實(shí)現(xiàn)方式以及所有的功能詮釋
最小費(fèi)用流 的負(fù)環(huán)情況的的處理方法
二維凸包?
上面兩個(gè)題我都有解題報(bào)告不幸的是沒看懂 大家可以去看看 看看會(huì)不會(huì)有什么啟示
250 2009-03-11 02:19 發(fā)表評(píng)論
]]>250 2009-03-11 01:58 發(fā)表評(píng)論
]]>越往前做題目就越簡(jiǎn)單了 而且只有4道
通過省選試題難度的變化 看來JLOI這幾年確實(shí)進(jìn)步了不少
這次的題目全都做上了
第一題是一道數(shù)學(xué)題 在這里就不多說了
第二題他讓你求的是一個(gè)點(diǎn)(x,y)使得sigema(wi*((x-xi)^2+(y-yi)^2))(1<=i<=n 以下同此)最小
初看這個(gè)式子里又有x 又有 y 很復(fù)雜不好權(quán)衡
可是乘法是符合結(jié)合率的
所以原式=sigema(wi*(x-xi)^2)+sigema(wi*(y-yi)^2)
所以當(dāng)sigema(wi*(x-xi)^2)、sigema(wi*(y-yi)^2)都取道最小時(shí)既為所求
則就好辦了就是一個(gè)帶權(quán)平均數(shù)問題(這個(gè)好像有學(xué)名不過忘了)
以x為例x=sigema(wi*xi)/sigema(xi) y同理
第3題：
如果枚舉任意2個(gè)為c的方塊然再bfs或并查集找最長(zhǎng)曲線顯然是要超時(shí)的(O((n*m)^3)，1<=n,m<=30)
發(fā)現(xiàn)由于只改動(dòng)兩個(gè)方塊而每次都求一邊最長(zhǎng)曲線會(huì)造成許多重復(fù)運(yùn)算
如果現(xiàn)將整個(gè)矩陣先用并查集做一遍然后枚舉該邊哪兩個(gè)為c的方塊再算最長(zhǎng)曲線就可以在常數(shù)時(shí)間內(nèi)完成最長(zhǎng)曲線的求解
如果你總是覺得用什么不對(duì)勁的地方 沒關(guān)系(其實(shí)我一開始也是這樣的)
我還有一種人那你放心的方法：先枚舉一個(gè)c然后做一次并查集然后再枚舉另一個(gè)c再用并查集求解 這回不亂了吧(能合并的最多有2條曲線) 這個(gè)方法只是將常數(shù)增大了 而讓算法清晰了 不失為一種不錯(cuò)的選擇
第4題
想了好久差點(diǎn)放棄了 因?yàn)橹幌氲搅薕((n+m)*(n*m)^2)的算法
但后來一看1<=n,m<=10這個(gè)時(shí)間復(fù)雜度是綽綽有余的
顯然任意一個(gè)被切下來的矩形都與其他矩形再無干系 這就使得這個(gè)模型沒有后效性
提到后效性不由得讓我們想到DP
狀態(tài)為f[x1][y1][x2][y2]表示把左上角為(x1,y1) 右下角為(x2,y2)的矩形分割成題目中要求的形態(tài)最少需要的切割長(zhǎng)度 轉(zhuǎn)移只需要枚舉切割線就好了
250 2009-03-11 01:10 發(fā)表評(píng)論
]]>這套題之前沒有做過 不過還是沒有NOI什么也做不上的感覺
1、2、4題居然全是DP
分別是以當(dāng)前位置+路徑長(zhǎng)度、以當(dāng)前節(jié)點(diǎn)為根結(jié)點(diǎn)的子樹+使用機(jī)器數(shù)、當(dāng)前節(jié)點(diǎn)+當(dāng)前時(shí)間為狀態(tài)
其中2題的狀態(tài)轉(zhuǎn)移又是一次DP 方法類似背包問題
第5題 我只想到了m*n*logn^2的算法：枚舉m通過二分+樹狀數(shù)組查找下一步的位置 雖然不能AC但打表還是可以的(最大的點(diǎn)用時(shí)13s)
后來在OIBH上看到了一個(gè)n^m的解法：枚舉m 將問題劃歸成長(zhǎng)度為n-（被刪除的城市個(gè)數(shù)）北京的位置隨之改變 這樣既可以忽略被刪除的城市
特別注意m不應(yīng)定<=n
第3題 這道題總數(shù)后點(diǎn)收獲 二分圖最小點(diǎn)覆蓋問題 可惜我從來沒聽說過 現(xiàn)在聽說也不晚如果你還沒聽說過就去看看這個(gè)吧：http://www.matrix67.com/blog/archives/116
現(xiàn)在看來很簡(jiǎn)單了 搞n+m各點(diǎn)表示每行/列 讀入01矩陣 若該點(diǎn)是1則將所在行與所在列連一條邊
剩下的工作就是求二分圖最小點(diǎn)覆蓋了 也就是它的最大匹配
250 2009-03-10 17:41 發(fā)表評(píng)論
]]>我發(fā)現(xiàn)做雖然我是JL人但是做JLOI很沒有意義原因在于簡(jiǎn)單&題目偏&我很多都做過
這樣好了 我就不限時(shí)做了 把認(rèn)為在比賽中應(yīng)該做的寫出來好了
這套題好象是170+就能進(jìn)省隊(duì) 不過那是當(dāng)年 現(xiàn)在300怎么也可以了吧
顯然2、4是可以拿200分的
那下一個(gè)100該怎么拿呢
由于第3題敘述不清+我的文學(xué)水平較差所以我沒看懂題
第5題我同樣沒看懂
可是第1題用2—SAT的方法初始化+隨機(jī)化搜索居然拿到了滿分 真是天無絕人之路
250 2009-03-09 23:48 發(fā)表評(píng)論
]]>由于這套題很簡(jiǎn)單并且做過就沒有一一去做只是把不會(huì)的做了一下
1：模擬
2：加分二叉樹
3：枚舉
4：數(shù)學(xué)題 維護(hù)一種平衡
當(dāng)年AC的程序如下：
#include<fstream>
using?namespace?std;
ifstream?cin("smiley.in");
ofstream?cout("smiley.out");
double?y64(double?k)
{
????if(k<64)?return?k;
????else?return?y64(k/64);
}
int?main()
{
????double?i,n,m;
????int?ans;
????cin>>m>>n;
????ans=0;
????i=y64(n/m);
????if((1<=i)&&(i<2))ans=0;
????if((2<=i)&&(i<4))ans=2;
????if((4<=i)&&(i<8))ans=4;
????if((8<=i)&&(i<16))ans=8;
????if((16<=i)&&(i<32))ans=16;
????if(32<=i)ans=32;
????cout<<ans;
????return?0;
}
5.唯一的有一定難度的題using?namespace?std;
ifstream?cin("smiley.in");
ofstream?cout("smiley.out");
double?y64(double?k)
{
????if(k<64)?return?k;
????else?return?y64(k/64);
}
int?main()
{
????double?i,n,m;
????int?ans;
????cin>>m>>n;
????ans=0;
????i=y64(n/m);
????if((1<=i)&&(i<2))ans=0;
????if((2<=i)&&(i<4))ans=2;
????if((4<=i)&&(i<8))ans=4;
????if((8<=i)&&(i<16))ans=8;
????if((16<=i)&&(i<32))ans=16;
????if(32<=i)ans=32;
????cout<<ans;
????return?0;
}
其實(shí)也不難
搞一個(gè)小根堆
隊(duì)中的元素為一些線段 維護(hù)向這個(gè)線段注水從開始到溢出的時(shí)間 要求每個(gè)線段的左端擋板與右端擋板均為線段中最高的
每次取根結(jié)點(diǎn)將它與它將溢出方向上的第一個(gè)線段合并 直至該線段為最左或最又的線段
250 2009-03-09 23:00 發(fā)表評(píng)論
]]>由于做過分高一點(diǎn)
1.模擬沒什么說的 得分100
2.動(dòng)態(tài)規(guī)劃 得分100
令f[c][l]=為匹配部分為字符串c的前綴l使得后面的字符串有兩種分解方法的最小長(zhǎng)度
這句話說的我自己都聽不懂請(qǐng)大家結(jié)合下圖看
所以答案即為min(f[i][0]|1<=i<=n)
轉(zhuǎn)移方程為：f[c][l]=min(min(getf(i,strlen(s[c])-l)+l|后綴l+1為i的子??? 串),min(getf(c,l+strlen(s[i]))|i為后綴l+1的子串))
至于輸出方案就不用我說了吧
3.按N皇后搜的 得分30
4.貪心+隨機(jī)化+卡時(shí) 得分54
每次對(duì)于能直接拓展的每個(gè)節(jié)點(diǎn)有一個(gè)權(quán)值既通過該節(jié)點(diǎn)可直接拓展的節(jié)點(diǎn)數(shù)×一個(gè)隨機(jī)數(shù)（0<rand()<1）
從小到大一次拓展全職由小到大的節(jié)點(diǎn)+上一個(gè)卡時(shí)就是這個(gè)分?jǐn)?shù)
5.KMP做的 得分80分
想到 AC自動(dòng)機(jī)可是我只能判斷字符串集里是否有棋局的子串 而如可將所有子串求出無從下手
250 2009-03-09 22:09 發(fā)表評(píng)論
]]>所以只放出我搜索到的資料（大部分看了 還有一些沒看懂）
這是1月前我寫給自己看的 所以很亂 好多都是我硬盤里的地址
大家就將就著看吧
閱讀全文
250 2009-03-09 04:09 發(fā)表評(píng)論
]]>由于以后還有機(jī)會(huì)用到就沒有一一測(cè)試
但思路一定是正確的
如果發(fā)現(xiàn)錯(cuò)誤期望提出
里面 trie圖錯(cuò)了
這樣就對(duì)了
#include<iostream>
using namespace std;
struct node
{
bool match;
node *faild,*chaild[26];
}*trie=new node(),*super=new node(),*q[100000];
int h,l;
void insert(node *t,char *c)
{
if(!*c)
{
t->match=1;
return ;
}
if(!t->chaild[*c-'a'])
t->chaild[*c-'a']=new node();
insert(t->chaild[*c-'a'],c+1);
}
void build()
{
for(int i=0;i<26;++i)
super->chaild[i]=trie;
trie->faild=super;
q[l=1]=trie;
for(;h++!=l;)
{
node *p=q[h];
for(int i=0;i<26;++i)
if(p->chaild[i])
{
p->chaild[i]->faild=p->faild->chaild[i];
p->chaild[i]->match|=p->chaild[i]->faild->match;
q[++l]=p->chaild[i];
}
else
p->chaild[i]=p->faild->chaild[i];
}
}
char c[1000];
int match(node *t,int th)
{
if(t->match)
cout<<th<<endl;
if(!c[th])
return 0;
return match(t->chaild[c[th]-'a'],th+1);
}
樹狀數(shù)組里ask的變量名打錯(cuò)了using namespace std;
struct node
{
bool match;
node *faild,*chaild[26];
}*trie=new node(),*super=new node(),*q[100000];
int h,l;
void insert(node *t,char *c)
{
if(!*c)
{
t->match=1;
return ;
}
if(!t->chaild[*c-'a'])
t->chaild[*c-'a']=new node();
insert(t->chaild[*c-'a'],c+1);
}
void build()
{
for(int i=0;i<26;++i)
super->chaild[i]=trie;
trie->faild=super;
q[l=1]=trie;
for(;h++!=l;)
{
node *p=q[h];
for(int i=0;i<26;++i)
if(p->chaild[i])
{
p->chaild[i]->faild=p->faild->chaild[i];
p->chaild[i]->match|=p->chaild[i]->faild->match;
q[++l]=p->chaild[i];
}
else
p->chaild[i]=p->faild->chaild[i];
}
}
char c[1000];
int match(node *t,int th)
{
if(t->match)
cout<<th<<endl;
if(!c[th])
return 0;
return match(t->chaild[c[th]-'a'],th+1);
}
正確的應(yīng)是
#include<iostream>
#define lowbit(x) ((x)&(-(x)))
using namespace std;
int c[1000001],n;
inline void add(int p,int v)
{
for(int i=p;i<=n;i+=lowbit(i))
c[i]+=v;
}
inline int ask(int p)
{
int r=0;
for(int i=p;i>0;i-=lowbit(i))
r+=c[i];
return r;
}
#define lowbit(x) ((x)&(-(x)))
using namespace std;
int c[1000001],n;
inline void add(int p,int v)
{
for(int i=p;i<=n;i+=lowbit(i))
c[i]+=v;
}
inline int ask(int p)
{
int r=0;
for(int i=p;i>0;i-=lowbit(i))
r+=c[i];
return r;
}
250 2009-03-09 03:57 發(fā)表評(píng)論
]]>網(wǎng)絡(luò)流&二分圖
線段樹
DP
基礎(chǔ)代碼:treap、樹狀數(shù)組（1、2維）、后綴數(shù)組、有/無（上下界的）（費(fèi)用）最大流、強(qiáng)聯(lián)通分量、kmp、AC自動(dòng)機(jī)、LCA——RMQ、heep+dis、 塊狀鏈表 、高斯消元、leftheap+topsort+歐拉路 +以前寫過的
3h內(nèi)不看答案? 最后寫出來? 每天3個(gè)題（可用基礎(chǔ)代碼）
100book
論文
集訓(xùn)隊(duì)作業(yè)
sgu
ctsc
wc
預(yù)計(jì)用時(shí)：14week
熟練基礎(chǔ)代碼
預(yù)計(jì)用時(shí)：1week
第一遍 ：做題——每題記時(shí)做 4h內(nèi) 記錄通過調(diào)試過樣例時(shí)間、通過初步測(cè)試時(shí)間、通過對(duì)拍時(shí)間 并分別保存測(cè)試記錄
第二遍 ：非AC 每題記錄 通過調(diào)試過樣例時(shí)間、通過初步測(cè)試時(shí)間 并分別保存測(cè)試記錄（時(shí)間×1.5，得分×70%）
第三遍 ：看解題報(bào)告
每天2個(gè)題
制定NOI2009方案
noi（不可用基礎(chǔ)代碼）
預(yù)計(jì)用時(shí)：4week
強(qiáng)化線段樹、dp&調(diào)整作息時(shí)間
預(yù)計(jì)用時(shí)：1week
我會(huì)在完成每項(xiàng)后放出所用到的資料名稱以及我的原創(chuàng)資料 最前面已經(jīng)是一個(gè)月之前的事了我放不了那么全了
注釋：綠色為已完成
250 2009-03-09 03:48 發(fā)表評(píng)論
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