Разбор Codeforces Round #330 (Div.1 + Div. 2)

Правка ru9, от danilka.pro, 2015-11-09 12:10:31

595A — Виталий и ночь

Простая задача на реализацию. Проитерируемся по i от 1 до n, а внутри проитерируемся по j от 1 до m, причем на каждой итерации будем увеличивать j на два. Если на текущей итерации a[i][j] = '1' или a[i][j + 1] = '1' увеличим ответ на один.

Асимптотика решения — O(nm).

595B — Паша и телефон

Будем считать ответ для каждого блока отдельно и умножать ответ для предыдущих блоков на ответ для текущего блока, при этом не забывая брать результат перемножения по модулю.

Для блока длины k ответ считается следующим образом. Пусть для этого блока число должно делиться на x и не должно начинаться с цифры y. Тогда ответ для этого блока — количество чисел из k цифр, делящихся на x, минус количество чисел, начинающихся с цифры y и состоящих из k цифр, плюс количество чисел, начинающихся с цифры y - 1 (только если y > 0) и состоящих из k цифр.

Асимптотика решения — O(n / k).

594B — Максим и велосипед

Главное утверждение для решения этой задачи — в середине дистанции каждого соревнования датчик должен находиться либо в самой верхней точке колеса, либо в самой нижней точке колеса.

Для того, чтобы посчитать ответ, воспользуемся бинпоиском. Если центр колеса прошел расстояние c то датчик переместился на расстояние c + rsin(c / r), если в середине датчик находился сверху колеса, или на расстояние c - rsin(c / r), если в середине датчие находился снизу колеса, где r — это радиус колеса.

Асимптотика решения — .

594С — Эдо и магниты

Найдем центры прямоугольников и умножим их координаты на два, чтобы далее работать с целыми координатами. Тогда подходящим холодильником (для всех точек) является прямоугольник, содержащий все точки, но с длинами сторон, округленными вверх к ближайшему четному числу.

Представим теперь, что удаляем магниты с холодильника последовательно, постепенно "уменьшая" прямоугольник. Очевидно, что каждый раз выгодно удалять только те точки, что лежат на какой-то из четырех сторон прямоугольника. Переберем 4k вариантов того, как мы будем это делать, с помощью рекурсии, каждый раз удаляя одну из еще не удаленных точек с максимальным или минимальным значением по одной из координат. Если мы будем поддерживать 4 массива (или два массива в виде дека), то это можно делать за O(1) амортизированно. Такое решение будет работать за O(4k).

Можно также заметить, что описанный выше алгоритм удаляет всегда несколько самых правых, левых, верхних, и нижних точек. Можно перебрать, как k распределится среди этих величин и промоделировать удаление с помощью, например, описанных выше 4 массивов. Такое решение имеет асимптотику O(k4).

594D — REQ

Для подсчета ответа на каждый запрос будем пользоваться формулой , где p1, p2, ..., pk — все простые, делящие n. Эту формулу каждый может попробовать доказать или воспользоваться уже существующими доказательствами. Все вычисления ниже производим по модулю 109 + 7

Предположим теперь, что мы решаем задачу для фиксированного левого конца отрезка l, отбросив все элементы левее. Любой запрос теперь превращается в запрос на префиксе массива. Тогда, судя по формуле, для каждого простого p нас интересует лишь его самое левое вхождение, потому что все остальные вхождения не будут влиять на правую часть в приведенной выше формуле. Превратим наш запрос на значение функции Эйлера в запрос произведения на префиксе: сначала проинициализируем 23:13:15 дерево Фенвика произведений единицами, затем сделаем умножения в точках l, l + 1, ..., n значениями соответствующих элементов al, al + 1, ..., an, затем для каждого самого левого вхождения простого p в позицию i сделаем умножение в точке i на значение . Нетрудно убедиться, что теперь запрос на префиксе определенной длины даст правильный ответ для отрезка той же длины с левым концом в l. Такую подготовку для фиксированного левого конца можно осуществить за , где C — максимальное значение элемента (этот логарифм соответствует количеству простых в разложении какого-то из ai).

Нас интересуют все левые концы, поэтому научимся переходить от одного из них к другому. В самом деле, пусть все было посчитано для левого конца l и мы хотим теперь перейти к левому концу l + 1. Нас перестает интересовать al внутри левой части формулы, поэтому сделаем умножение в дереве Фенвика в точке l на значение al - 1. Так же нас перестают интересовать все простые внутри al (а они, очевидно, самые левые среди своих вхождений), поэтому сделаем так же умножения в точке l на все значения . Однако у каждого из этих простых могли существовать другие вхождения, которые теперь станут самыми левыми. Добавим их с помощью умножений, описанных выше. С помощью сортировок (или векторов) переход между соседними левыми концами реализуется за суммарную .

Чтобы правильно отвечать на запросы, их так же нужно правильно отсортировать (или поместить в динамический массив), и ответ на запрос будет совершать операций. Суммарная асимптотика всего решения операций и дополнительной памяти.

594E — Разрезание строки

Опишем жадный алгоритм, который позволяет решить задачу при k > 2 для любой строки S.

Будем считать, что мы всегда переворачиваем некоторый префикс строки S (возможно, длины 1, подробнее ниже). Поскольку мы стремимся минимизировать строку лексикографически, легко убедиться в том, что мы будем переворачивать такие и только такие префиксы, префикс которых (после переворачивания) совпадает с минимальным лексикографически суффиксом перевернутой строки S (обозначим ее Sr), в частности, это префикс, совпадающий по длине с минимальным суффиксом Sr (операция переворачивания префикса S равносильна замене его суффиксом Sr соответствующей длины).

Обозначим минимальный лексикографически суффикс строки Sr как s. Можно показать, что никакие два вхождения s в Sr не пересекаются, так как в противном случае строка s была бы периодической, и минимальный суффикс имел бы меньшую длину. Значит, строка Sr имеет вид tpsaptp - 1sap - 1tp - 2... t1sa1, где sx означает конкатенацию строки s x раз, a1, a2, ..., ap — натуральные числа, а строки t1, t2, ..., tp — некоторые непустые (кроме, возможно, tp) строки, не содержащие s в качестве подстроки.

Перевернув некоторый подходящий префикс строки S, мы перейдем к меньшей строке S', при этом минимальный суффикс s' этой перевернутой строки S'r не может быть лексикографически меньше, чем s (это каждый может доказать самостоятельно), поэтому мы стремимся сделать так, чтобы s' осталось равным s, что позволит увеличить префикс вида sb в ответе (а значит и минимизировать его). Легко доказать, что максимальное b, которое мы можем получить, равно a1 в случае p = 1 и (в случае, если p \geq 2$). Действительно, после таких операций префикс ответа будет выглядеть как sa1saitisai - 1... sa2t2. Поскольку t_{i} — непустые строки, увеличить количество конкатенаций s в префиксе ответа никак не получится. Заметим, что переворот второго префикса (sai... возможен, так как k > 2.

Из описанных выше утверждений следует, что при k > 2 для оставшейся строки всегда следует переворачивать префикс, который после переворота совпадает с суффиксом строки Sr вида sa1. Чтобы находить этот суффикс каждый раз, достаточно один раз построить декомпозицию Линдона (с помощью алгоритма Дюваля) перевернутой исходной строки и аккуратно объединять равные строки в ней. Единственным случаем остается вариант, когда префикс оставшейся строки переворачивать не нужно — его можно обработать как конкатенацию последовательных переворачиваемых префиксов длины 1.

Поскольку для k = 1 задача тривиальна, осталось решать задачу для k = 2, то есть деление строки на две части (префикс и суффикс) и какой-то способ их переворачивания. Случай, когда ничего не переворачивается, нам не интересен, рассмотрим два других случая:

  1. Префикс не переворачивается. В таком случае обязательно переворачивается суффикс. Два варианта строки с перевернутым суффиксом можно сравнивать за O(1) с помощью z-функции строки Sr#S.

  2. Префикс переворачивается. Для решения этого случая можно воспользоваться утверждениями из разбора задачи F Яндекс.Алгоритма 2015 из Раунда 2.2 авторства GlebsHP и рассмотреть только два варианта поворота префикса, перебрав для каждого из них все два варианта поворота суффикса.

Остается выбрать из двух случаев лучший ответ. Итоговая асимптотика решения O(|s|).

Теги div1, div2, editorial, 330

История

 
 
 
 
Правки
 
 
  Rev. Язык Кто Когда Δ Комментарий
en7 Английский danilka.pro 2015-11-21 15:13:55 4 Tiny change: 'r is the maximum betwe' -> 'r is the minimum betwe'
ru14 Русский danilka.pro 2015-11-19 22:01:23 5 Мелкая правка: ' — максимум среди' -> ' — минимум среди'
en6 Английский fcspartakm 2015-11-09 15:10:35 1 Tiny change: 'make less)$, what is ' -> 'make less), what is '
ru13 Русский danilka.pro 2015-11-09 15:06:28 21
en5 Английский danilka.pro 2015-11-09 15:06:07 1960
ru12 Русский danilka.pro 2015-11-09 15:05:07 1936
en4 Английский fcspartakm 2015-11-09 14:56:19 7042
en3 Английский fcspartakm 2015-11-09 14:29:04 2289
en2 Английский fcspartakm 2015-11-09 14:08:53 958
ru11 Русский fcspartakm 2015-11-09 13:29:19 18
en1 Английский fcspartakm 2015-11-09 13:28:35 9528 Initial revision for English translation
ru10 Русский danilka.pro 2015-11-09 12:11:23 1 Мелкая правка: 'a_i}\ldots$ возможен' -> 'a_i}\ldots)$ возможен'
ru9 Русский danilka.pro 2015-11-09 12:10:31 3601
ru8 Русский danilka.pro 2015-11-09 11:59:36 2
ru7 Русский danilka.pro 2015-11-09 11:41:57 1197 (опубликовано)
ru6 Русский danilka.pro 2015-11-09 11:40:59 1153 (сохранено в черновиках)
ru5 Русский danilka.pro 2015-11-08 23:22:08 4 Мелкая правка: ' $O(n \log(n)). \n\n[594' -> ' $O(n \log n)$. \n\n[594'
ru4 Русский danilka.pro 2015-11-08 23:16:43 120
ru3 Русский danilka.pro 2015-11-08 23:16:12 11795
ru2 Русский fcspartakm 2015-11-08 23:06:32 1 Мелкая правка: ' $O(n * m).\n\n[595B' -> ' $O(n * m)$.\n\n[595B'
ru1 Русский fcspartakm 2015-11-08 23:06:15 5928 Первая редакция (опубликовано)