Codeforces Round #749 (Div. 1 + Div. 2)
作者：互联网
A.思维
题意：给你 n n n个正整数，让你选一些数，使得选出来的数的和不是一个素数
问你最多能选多少数？
首先我们可以将所有的偶数凑在一起，因为他们一定会被 2 2 2整除
其次我们还可以加上奇数个奇数，这样最终还是能够被 2 2 2整除
因此，最终答案要不是 n n n，要不是 n − 1 n-1 n−1
n n n的情况即所有的数，只需我们计算所有数的和再验证是否为素数即可
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int a[200];
int n;
bool check(int num)
{
for (int i=2;i*i<=num;++i)if (num%i==0)return true;
return false;
}
vector<int> ans,res;
int main()
{
ios::sync_with_stdio(0);
int T;cin>>T;
while (T--)
{
res.clear();ans.clear();
cin>>n;
for (int i=1;i<=n;++i)cin>>a[i];
int sum = 0;
for (int i=1;i<=n;++i)
{
if (a[i]%2==0)
{
ans.push_back(i);
}else res.push_back(i);
sum+=a[i];
}
if (res.size()%2==0||check(sum))
{
cout<<n<<"\n";
for (int i=1;i<=n;++i)cout<<i<<" ";
}
else
{
res.pop_back();
cout<<ans.size()+res.size()<<"\n";
for (int num:ans)cout<<num<<" ";
for (int num:res)cout<<num<<" ";
}cout<<endl;
}
}
B.构造
题意：要求构造一个 n n n个点的树，给 m m m个限制条件。每个限制条件 a , b , c a,b,c a,b,c，要求点 a a a到点 c c c的路径上不存在 b b b
注意到 1 ≤ m < n 1\le m < n 1≤m<n
则限制条件 a b c a\ b\ c a b c中不能经过的 b b b最多只有 n − 1 n-1 n−1个
我们可以找到未被选为 b b b的点作为根，连成一个菊花图。
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 1e5+100;
bool vis[maxn];
int n,m;
int main()
{
ios::sync_with_stdio(0);
int T;cin>>T;
while (T--)
{
cin>>n>>m;
for (int i=1;i<=n;++i)vis[i]=0;
for (int i=1,u,v,c;i<=m;++i)
{
cin>>u>>v>>c;
vis[v]=1;
}
int root = 1;
for (int i=1;i<=n;++i)if (vis[i]==0)
{
root=i;
break;
}
for (int i=1;i<=n;++i)if (i!=root)
{
cout<<i<<" "<<root<<"\n";
}
}
}
C.思维
题意：给定一个二维字符矩阵， ′ X ′ 'X' ′X′代表堵截了的点， ′ . ′ '.' ′.′代表空闲的点
一个点可以只能向左、向上走，可以走出矩阵边界的话我们称其可以逃脱 （ ′ X ′ 'X' ′X′的点必然无法逃脱）
每一次查询我们选取连续的列组成新的图形，问当前的堵截方式是否唯一
唯一的定义为：对于当前的堵截方式（ ′ X ′ 'X' ′X′的分布），有没有另一种 ′ X ′ 'X' ′X′的的分布，使得每个点能否逃脱的状态不变
题意比较难懂，具体可以参考样例进行理解
其实就是要求我们寻找是否有这样的图形
即，对于一点，其上边的点为 ′ X ′ 'X' ′X′，左边的点也为 ′ X ′ 'X' ′X′。
那么，无论当前点是 ′ X ′ 'X' ′X′还是 ′ . ′ '.' ′.′都是不可能逃脱的
这样的点我们记为 1 1 1
每一次查询 l , r l,r l,r，其实就是询问 [ l + 1 , r ] [l+1,r] [l+1,r]中是否存在 1 1 1
这里我们利用前缀和即可
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 1e6+100;
vector<int> G[maxn];
int n,m;
int pre[maxn];
int main()
{
ios::sync_with_stdio(0);
cin>>n>>m;
for (int i=1;i<=n;++i)G[i].resize(m+10);
for (int i=1;i<=n;++i)for (int j=1;j<=m;++j)
{
char ch;cin>>ch;
if (ch=='X')G[i][j]=1;
else G[i][j]=0;
}
for (int i=2;i<=n;++i)
for (int j=2;j<=m;++j)
if (G[i-1][j]==1&&G[i][j-1]==1)pre[j]++;
for (int i=1;i<=m;++i)pre[i]+=pre[i-1];
int q;cin>>q;
while (q--)
{
int l,r;cin>>l>>r;
if (l==r)cout<<"Yes\n";
else if (pre[r]-pre[l]==0)cout<<"Yes\n";
else cout<<"No\n";
}
}
D.构造
现在存在一个长为 n n n的排列 p p p，我们的目标是通过至多 2 n 2n 2n次操作得知 p p p
每次操作如下：构造一个长为 n n n的数列 a a a，保证 1 ≤ a [ i ] ≤ n 1\le a[i]\le n 1≤a[i]≤n
系统会返回一个最小的 i i i，存在 j > i , a [ i ] + p [ i ] = a [ j ] + p [ j ] j>i,a[i]+p[i]=a[j]+p[j] j>i,a[i]+p[i]=a[j]+p[j]
如果不存在 a [ i ] + p [ i ] = a [ j ] + p [ j ] a[i]+p[i]=a[j]+p[j] a[i]+p[i]=a[j]+p[j]，那么系统返回 0 0 0
我们的排列 p : 1 , 2 , 3 , 4 , 5 p:1,2,3,4,5 p:1,2,3,4,5
假设我们现在已经知道了 p [ 3 ] = 3 p[3]=3 p[3]=3
那么，我们可以通过 a : 5 , 5 , 3 , 5 , 5 a:5,5,3,5,5 a:5,5,3,5,5
求出 p [ 1 ] = 1 p[1]=1 p[1]=1
同理，我们可以通过 a : 4 , 4 , 3 , 4 , 4 a:4,4,3,4,4 a:4,4,3,4,4
求出 p [ 2 ] = 2 p[2]=2 p[2]=2
但是，我们不能通过 2 , 2 , 3 , 2 , 2 2,2,3,2,2 2,2,3,2,2
求出 p [ 4 ] = 4 p[4]=4 p[4]=4
问题在于 p [ 4 ] p[4] p[4]的索引大于我们事先知道的 p [ 3 ] p[3] p[3]
因此，如果我们事先知道的不是 p [ 3 ] p[3] p[3]而是 p [ 5 ] p[5] p[5]，那么就可以通过 n − 1 n-1 n−1次查询明白所有的数字
好了现在关键是如何知道 p [ n ] p[n] p[n]的数字
注意到操作：如果不存在相等的两位，则返回 0 0 0
假设我们的排列 p : 3 , 1 , 2 p:3,1,2 p:3,1,2
第一次我们给出 a : 1 , 1 , 2 a:1,1,2 a:1,1,2，返回 1 1 1
第二次我们给出 a : 1 , 1 , 3 a:1,1,3 a:1,1,3，返回 0 0 0
那么我们就可以肯定 p [ n ] = 2 p[n]=2 p[n]=2
即，我们以 n + 2 n+2 n+2为目标， a [ 1 ] = a [ 2 ] = ⋯ = a [ n − 1 ] = 1 a[1]=a[2]=\dots=a[n-1]=1 a[1]=a[2]=⋯=a[n−1]=1， a [ n ] = n + 2 − p [ n ] a[n]=n+2-p[n] a[n]=n+2−p[n]
这种情况下回复一定是 0 0 0的
因此，我们可以将 a [ n ] a[n] a[n]从 2 2 2一直枚举到 n n n，对应的分别为 n n n到 2 2 2
如果，最终都没有出现 0 0 0的话，那么就是 1 1 1
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int a[110];
int n;
int main()
{
ios::sync_with_stdio(0);
cin>>n;
for (int i=1;i<n;++i)
{
cout<<"?";
for (int j=1;j<n;++j)cout<<" 1";
cout<<" "<<i+1<<endl;
int id;cin>>id;
if (id==0)
{
a[n] = n+1-i;
break;
}
}if (a[n]==0)a[n]=1;
for (int i=1;i<=n;++i)if (i!=a[n])
{
cout<<"?";
for (int j=1;j<n;++j)cout<<" "<<n+1-i;
cout<<" "<<n+1-a[n]<<endl;
int id;cin>>id;
a[id]=i;
}
cout<<"!";
for (int i=1;i<=n;++i)cout<<" "<<a[i];
cout<<endl;
}
E.思维+结论
给一张大小为 n n n的无向联通图，以及 q q q次询问
每次询问 a , b a,b a,b 要求你从 a a a走到 b b b。
不要求走最短路，但是要求不走重复的节点，所经过的边边权都要加一
要求你判断，是否可能 q q q次询问后，所有的边权都为偶数
如果可能，还要求你输出每一次询问走的路径
不可能的话，要求你输出至少还需要多少次询问
首先一个小结论
如果存在一点 u u u，其在所有的询问中出现的次数为奇数
那么一定输出 N O NO NO
证明很简单，对于 u u u来说，每一条路径都必然会经过一条连接 u u u的临近边
如果总路径数为奇数个，那么我们一定无法保证分配给每条临近边一个偶数
而这个结论是充要的
换而言之，只要我们保证每个点在所有询问中出现的次数为偶数次即可
输出方案：首先求出这个图的生成树，然后每一次询问都走生成树的路径
这样可以保证每一条边的权值都为偶数
简单的证明：
我们假设每一个点在查询中出现的次数都为偶数次，然后现在树中有一条边的权值为 1 1 1
经过这条边的路径端点为 ( a , b ) (a,b) (a,b)
那么，我们断开这条边， a , b a,b a,b就被分开了
如果想让每一个点在查询中出现的次数都为偶数次
那么在 a a a所在的集合中，除了 a a a，所有人在查询中应该出现的次数仍然为偶数次
但是， a a a一个人应当出现的次数为奇数次
这是绝对不可能的！
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int maxn = 3e5+100;
vector<int> G[maxn];
int n,m;
int par[maxn];
int find(int x)
{
return x==par[x]?x:par[x]=find(par[x]);
}
void merge(int x,int y)
{
x = find(x);y = find(y);
par[x]=y;
}
int us[maxn],vs[maxn];
int fa[maxn],dep[maxn];
void dfs(int u,int p)
{
fa[u]=p;dep[u]=dep[p]+1;
for (int v:G[u])if (v!=p)dfs(v,u);
}
int du[maxn];
int a[maxn],b[maxn];
int main()
{
ios::sync_with_stdio(0);
cin>>n>>m;
for (int i=1;i<=m;++i)cin>>us[i]>>vs[i];
int q;cin>>q;
for (int i=1;i<=q;++i)
{
cin>>a[i]>>b[i];
du[a[i]]++;du[b[i]]++;
}
int cnt = 0;
for (int i=1;i<=n;++i)if (du[i]&1)++cnt;
if (cnt!=0)
{
cout<<"NO\n";
cout<<cnt/2<<endl;
return 0;
}
for (int i=1;i<=n;++i)par[i]=i;
for (int i=1;i<=m;++i)
{
if (find(us[i])==find(vs[i]))continue;
merge(us[i],vs[i]);
G[us[i]].push_back(vs[i]);
G[vs[i]].push_back(us[i]);
}
dfs(1,0);
cout<<"YES\n";
for (int i=1;i<=q;++i)
{
int u = a[i], v = b[i];
if (dep[u] < dep[v])swap(u, v);
vector<int> lf,rg;
while (dep[u]>dep[v])
{
lf.push_back(u);
u = fa[u];
}
while (u!=v)
{
lf.push_back(u);
rg.push_back(v);
u=fa[u];v=fa[v];
}lf.push_back(u);
cout<<lf.size()+rg.size()<<endl;
if (lf[0]==a[i])
{
reverse(rg.begin(),rg.end());
for (int num:lf)cout<<num<<" ";
for (int num:rg)cout<<num<<" ";
}
else
{
reverse(lf.begin(),lf.end());
for (int num:rg)cout<<num<<" ";
for (int num:lf)cout<<num<<" ";
}cout<<endl;
}
}
F.思维+分治+构造
给一个长为 n n n的图，点编号从 1 1 1到 n n n
对于任意不同两点 u < v u<v u<v，存在边 u → v u\rightarrow v u→v
对每一条边染色，要求任意一条长度 ≥ k \ge k ≥k的路径，保证边的颜色不唯一
要求使用的颜色数最少
我们要将每一种颜色利用到极致
把 n n n 个点分为 k k k 个连续段
每一段大小为 ⌊ n k ⌋ \lfloor\frac{n}{k}\rfloor ⌊kn⌋ 或 ⌊ n k ⌋ + 1 \lfloor\frac{n}{k}\rfloor+1 ⌊kn⌋+1。
然后对于在两个不同段的点，把他们之间的边设为第一种颜色。
这样从任意点开始，最多只能走 k − 1 k-1 k−1 条长度为 1 1 1 的路。
好了，接下来的染色就都不用第一种颜色了
而对于每一个段，都是原问题的一个子问题。
并且我们发现子问题所代表区间之间的点，已经不可能只是一种颜色了（第一种颜色已经不使用了）
每一个子问题彼此之间独立，因此应当尽量平分他们的规模。这样才能保证使用的颜色数最少
直接递归处理，这样最后使用的颜色数是 ⌈ log k n ⌉ \lceil\log_k n\rceil ⌈logkn⌉ 的。
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
int n,k;
int gra[1100][1100];
void solve(int l,int r,int col)
{
if (r-l+1<=k)
{
for (int i=l;i<=r;++i)for (int j=i+1;j<=r;++j)gra[i][j]=col;
return;
}
int len = (r-l+1)/k;
int ex = (r-l+1)%k;
for (int i=l;i<=r;)
{
int ql = i;
int qr = i+len;
if (ex==0)--qr;
else --ex;
solve(ql,qr,col+1);
for (int j=ql;j<=qr;++j)
for (int k = qr+1;k<=r;++k)gra[j][k]=col;
i = qr+1;
}return;
}
int main()
{
ios::sync_with_stdio(0);
cin>>n>>k;
solve(1,n,1);
int ans = 0;
for (int i=1;i<=n;++i)
for (int j=i+1;j<=n;++j)
ans = max(ans,gra[i][j]);
cout<<ans<<endl;
for (int i=1;i<=n;++i)
for (int j=i+1;j<=n;++j)
cout<<gra[i][j]<<" ";
cout<<endl;
}
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