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NOIP2024集训Day44-45

时间:2024-10-05 21:33:30浏览次数:7  
标签:textup 连通 欧拉 45 cnt dp Day44 节点 NOIP2024

\(\textup{反色刷}\)

欧拉回路。

有解:每个点连接的黑边数为偶数

答案个数:连通块数

如果一个连通块内有两条路径,则可以在起点之间走两次,则它们一定可以合并成一条。

\(\textup{骑士游戏}\)

看起来很有让人 dp 的冲动。

假设可以用 dp。

\(f_u\) :消灭 \(u\) 的最小代价。

\[f_u = \min \{f_u, s_u + \sum f_v(u\ to\ v) \} \]

但是很容易发现这个 dp 有后效性,也不知道哪个点开始 。

那就把所有点扔进 SPFA 中跑。

\(f_u\) 的初值是 \(k_u\)。

\(\textup{[GXOI/GZOI2019] 旅行者}\)

喵喵

不是,这种东西是那个天才想出来的。

二进制分组。

根据二进制下每一位的数分别将节点分成两组。

一组作为原点,一组作为终点。

可以发现两个点一定会在不同集合至少一次。

也就是说,答案的起点和终点一定会在不同集合至少一次。

取每次跑最短路的之就行了。

\(\textup{「联合省选 2020 B」丁香之路}\)

如果往 \(i\) - \(s\) 见虚边,原问题相当于找 \(s\) 到 \(i\) 的一条欧拉回路,满足经过所有 \(m\) 条道路并且最短。

建出关键边和起点到终点的边,由于求欧拉回路,则必须满足全为偶点。

将奇点两两配对连边,由于边权是 \(|i - j|\),那么如果要连边 \((u, v)\), 则连 \((u, u + 1),(u + 1, u + 2) ... (v - 1, v)\) 一定最优,因为欧拉回路也要满足联通,这么连能够多连几个点。

还剩没联通的很多连通块,则在这些连通块中求最小生成树即可,可行边只在相邻的连通块之间,边数其实为 \(n - 1\)。

对每个终点跑一边,复杂度为 \(\mathcal{O}(n ^ 2 \log n)\)。

\(\textup{Nastia Plays with a Tree}\)

发现切的顺序是没有影响的,到最后都是一堆链随便连。

考虑现在要切节点 \(u\),节点 \(u\) 父亲是 \(f\),节点 \(u\) 有 \(cnt\) 个子节点

  • \(cnt = 1\),此时什么都不用做。

  • \(cnt = 2\),发现当切掉 \((u, f)\) 后,剩下的就是一条链了。

  • \(cnt > 2\),先切 \((u, f)\),剩下再切 \(cnt - 2\) 刀。

为什么要切 \((u, f)\),发现一个节点的子节点一定越少越好,当子节点数目到一就不用切了,所以切 \((u, f)\) 减少 \(f\) 的子节点个数。

\(\textup{Logical Operations on Tree}\)

用 or 边将整棵树分成很多连通块,发现最终点权为 \(1\) 要满足这些连通块中有至少一个块的值为 \(1\)。

考虑求出满足所有连通块中有至少一个块的值为 \(1\) 的方案数 ,正难则反,求所有连通块权全为 \(0\) 的方案数。

考虑 dp,设 \(f_{i, 0 / 1}\):\(i\) 子树中,\(i\) 所在的连通块当前的值为 \(0/1\) 的方案数。

\[f_{i, 0} = f_{i, 0} * f_{j, 0} + f_{i, 1} * f_{j, 0} + f_{i, 0} * f_{j, 1}, \{i\ to\ j\} \]

\[f_{i, 1} = f_{i, 1} * f_{j, 1}, \{i\ to\ j\} \]

答案为 \(2 ^ {2 * n - 1} - f_{1, 0}\)

标签:textup,连通,欧拉,45,cnt,dp,Day44,节点,NOIP2024
From: https://www.cnblogs.com/lovely-sheep/p/18447634

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