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qbxt 突破营 Day1 T4

时间:2023-10-08 15:34:48浏览次数:39  
标签:nm leq T4 积木 Day1 qbxt 坐标 复杂度 下落

考虑经典的俄罗斯方块游戏,二维平面上有若干个积木,他们会受重力的影响下落并堆叠。注意,积木只会竖直下落,如果下落过程中碰到了别的积木那么就会停下。例如下图:

01.png

不同颜色的块代表了不同的积木,这些积木下落之后会形如下图:

02.png

积木的形状可以任意的,可能跟传统的俄罗斯方块有一些不同,比如下图:

03.png

这张图中的积木下落后应该是这样的:

04.png

本题中,我们分别用#.表示有/无积木覆盖。为了方便起见,我们认为一个四联通块是一块积木。对于两个有积木覆盖的位置,如果他们共用一条边,则我们认为他们相邻,相邻的块构成的连通块被称为四联通块。

在本题中,有一个给定的坐标 \((R,C)\)(第 \(R\) 行第 \(C\) 列,1下标),保证这个坐标一定被积木覆盖,你需要计算对于所有的.替换成#的情况(注意,此时的四联通块可能会有变化),这个给定的坐标内的#下落到哪个坐标。同时为了不让输出成为时间瓶颈,你只需要输出一个验证码即可。

具体来说,如果平面内有 \(k\) 个.,他们的坐标分别是 \((r_1,c_1),(r_2,c_2),...,(r_k,c_k)\)(满足从左上到右下,即\((\forall i)(\forall j)(i\in \mathbb{N} \bigwedge j\in \mathbb{N}\land 1\leq i<j\leq k \rightarrow r_i<r_j \bigvee(r_i=r_j\land c_i<c_j))\)。将把仅 \((r_i,c_i)\) 替换成#后 \((R,C)\) 下落到的坐标记为 \((R_i,C_i)\),则你需要输出 \((\sum_{i=1}^{k} R_i\times 2021^{k- i}) \bmod 998244353\)。(\(\bmod 998244353\) 即对 \(998244353\) 做除法之后的余数)

对于所有数据,\(1\leq n\times m\leq 10^7\), \(1\leq R\leq n\), \(1\leq C\leq m\), 保证\((R,C)\)的位置是'#'。

非常好的一道题

先考虑 \(nm \leq 2000\) 的部分,考虑模拟下落过程,设 \(d_i\) 表示第 \(i\) 块下落距离。

考虑同一列上两个相邻的 # ,设他们所在连通块分别为 \(u,v\) ,则显然我们要求 \(d_u \leq d_v + l - 1\) ,其中 \(l\) 两个 # 间隔距离

这是什么?差分约束!直接建图跑最短路,复杂度 \(O((nm)^2 \log nm)\)

显然可以优化,因为当在图中加入一个 # 无非就是加入至多 \(4\) 条边和一个点

但我们要求的还是从超级源 \(S\rightarrow (R,C)\) 的最短路。我们为什么不从 \(S\) 跑一边最短路, \((R,C)\) 跑一边最短路,然后合并呢?

复杂度优化成了 \(O(nm \log nm)\)

继续优化,我们要想尽办法把 \(\log\) 去掉。发现复杂度瓶颈在 dijkstra

这时候突然想起luogu上一个水帖:把边权为 \(w\) 的边拆成 \(w\) 个为 \(1\) 的边跑 bfs 复杂度就变成 \(O(n)\) 了

我们也考虑这么拆点,因为 \(l \leq \max(m,n)\) ,而且这个图我们显然可以建成一个网格图,复杂度是不变的。于是我们有以下建图思路:

相邻的两个 # 之间连 \(0\) 边,.. 之间连 \(1\) ,#. 上方时连 \(1\) ,下方连 \(0\) 。最终跑 01bfs 。复杂度 \(O(nm)\)

标签:nm,leq,T4,积木,Day1,qbxt,坐标,复杂度,下落
From: https://www.cnblogs.com/fox-konata/p/17749181.html

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