Bzoj5251 线段树+贪心 记录本蒟蒻省选后的第一篇题解!国际惯例的题面:首先这个东西显然是一棵树.如果我们把数值排序,并建立这棵树的dfs序,显然dfs序上的一个区间对应数值的一个区间,且根为数值区间左端点.如果你这样想,恭喜你能获得50分,如果记得加了eps会获得55~60分.因为当数值可以相同的时候,这个贪心是存在反例的.考虑10个点的二叉堆,9个1一个2,显然2应该在位置6,而这样跑出来2会在位置10!因为可能一个子树的数值是不连续的,我们可以在把根节点的位置减小为相同数值的左一个的…

BZOJ_1826_[JSOI2010]缓存交换 _线段树+贪心 Description 在计算机中,CPU只能和高速缓存Cache直接交换数据.当所需的内存单元不在Cache中时,则需要从主存里把数据调入Cache.此时,如果Cache容量已满,则必须先从中删除一个. 例如,当前Cache容量为3,且已经有编号为10和20的主存单元. 此时,CPU访问编号为10的主存单元,Cache命中. 接着,CPU访问编号为21的主存单元,那么只需将该主存单元移入Cache中,造成一次缺失(Cache M…

传送门 听说是最长反链衍生出的对偶定理就能秒了. 本蒟蒻直接用线段树模拟维护的. 对于第一维排序. 维护第二维的偏序关系可以借助线段树/树状数组维护逆序对的思想建立权值线段树贪心求解. 代码…

分析:这个题刚看起来无从下手 但是我们可以先简化问题,首先可以固定起点i,求出i+1到n的最小距离 它可以到达的范围是[i+1,a[i]],贪心的想,我们希望换一次车可以到达的距离尽量远 即:找一个k,使得i+1<=k<=a[i],a[k]的值最大,就可以保证,换一次车,可以到达的距离最 找k的操作可以用线段树来完成 统计当前dp[i]=dp[k]+(n-i)-(a[i]-k),因为当前区间内的点在[k+1,a[i]]的点多计了一次,所以减去 #include <stdio.h>…

题目描述 让我们来建造一艘新的海盗船.船上有 N个旗杆,每根旗杆被分成单位长度的小节.旗杆的长度等于它被分成的小节的数目.每根旗杆上会挂一些帆,每张帆正好占据旗杆上的一个小节.在一根旗杆上的帆可以任意排布在不同的小节中,但是每个小节上至多能挂一张帆. 在风中,帆的不同排布方式会产生不同的推动力.靠近船头的帆比它后面的相同高度上的帆获得的推动力少,换句话说,靠近船头的帆的推动力由于受它后面相同高度的帆的影响而打了折扣.对于任意一张帆,它的推动力折扣等于在它后面并且和它在同一高度的帆的数目. 所有帆…

显然这形成了一个树形结构.考虑这样一种贪心:按照曲目顺序,每次取消其父亲的预留,并选择当前可选择(保证其子树有合法选择且满足预留)的最大值,然后对其子树预留出大于等于他的一些值.这个做法显然是正确的.问题在于怎么达到预留的效果. 离散化后建一棵权值线段树.线段树每个节点维护这段权值其右边(即大于该权值)至少有多少个权值可以选择.预留一棵子树时,我们无法知道大于等于根的那些权值如何选择,但小于根的权值的右边的可选权值减少的个数是可以知道的.于是对于权值小于根的部分,直接把可选权值个数减掉子树大小-…

题意 题目链接 Sol 不难发现题目给出的是一个树,其中\(\frac{i}{K}\)是\(i\)的父亲节点 首先,当\(d_i\)互不相同时,一个显然的贪心策略就是优先给编号小的分配较大的权值.可以排序后dfs完成. 但是,当\(d_i\)相同时,可能存在这样一种情况:把编号小的子树内权值较大的节点,和某个编号较大的根交换后,仍然满足要求 比如\(N = 4, K = 2, a = {1, 1, 1, 2}\) 此时直接贪心的话会输出\(1, 1, 1, 2\),实际上最优解为\(1, 1,…

题目: 给出 k 和 n 个数,构造一个序列使得 d[i]>=d[i/k] ,并且字典序最大. 分析: 听说,当年省选的时候,这道题挡住了大批的高手,看上去十分简单,实际上那道弯段时间内是转不过来的. 首先,一个套路是,将这个序列的关系抽象成一棵树,i的父亲是floor(i/k),我们要要求子树内部的点的权值都比父亲大. 我们观察子任务的特殊限制,di不一样? 我们想,把原序列从大到小排序,在树上dfs给点赋值,在给一个点赋值时,要在序列上预留出siz[这棵子树]的位置,用来给子树内部的点赋值(…

我不会做贪心题啊……贪心题啊……题啊……啊…… 我真TM菜爆了啊…… 这题就像凌乱的yyy一样,把终点排序,终点相同的按起点排序.然后维护一个查询最大值的线段树.对于一个区间[l,r],如果这个区间已经有的最大值为s,那么这个区间最多还能装下c-s头奶牛. 当然奶牛数量没那么多的话我也是没有办法 最后说一句,奶牛到终点就下车了,可以给别的奶牛腾空间,不计入个数.所以奶牛在车上的区间为[l,r-1]. #include <cstdio> #include <iostream> #in…

关于没有忍者的区间用线段树判就好啦 然后把剩下的区间改一改:l/r数组表示最左/最右没被删的点,然后删掉修改后的左边大于右边的:l升r降排个序,把包含完整区间的区间删掉: 然后设f/g数组表示i前/后的最少需要忍者数,这个贪心来转移即可,就是把忍者放在区间的最右/左位置 然后对于每个r判断.为什么是每个r而不是全部点,因为上一步的贪心.找到最右的r小于当前r-1的位置k1,最左的l大于当前r-1的位置k2,判断如果f[k1]+g[k2]+1>k,则说明此方案不合法,说明这个点必选 #includ…