T1：玩个三角形

title

题目描述

考虑一个 n ∗ n 的矩阵 A，初始所有元素均为 0。

执行 q 次如下形式的操作：给定 4 个整数 r, c, l, s，对于每个满足 x ∈ [r, r+l), y ∈ [c, x-r+c] 的元素 (x, y)，将权值增加 s。也就是，给一个左上顶点为 (r, c)、直角边长为 l 的下三角区域加上 s。

输出最终矩阵的元素异或和。
输入格式

第一行两个整数 n, q。

接下来 q 行，每行四个整数 r, c, l, s，代表一次操作。
输出格式

输出一行，一个整数，代表答案。
样例
样例输入

10 4
1 1 10 1
5 5 4 4
1 9 4 3
3 3 5 2

样例输出

0

样例解释

1 0 0 0 0 0 0 0 3 0
1 1 0 0 0 0 0 0 3 3
1 1 3 0 0 0 0 0 3 3
1 1 3 3 0 0 0 0 3 3
1 1 3 3 7 0 0 0 0 0
1 1 3 3 7 7 0 0 0 0
1 1 3 3 7 7 7 0 0 0
1 1 1 1 5 5 5 5 0 0
1 1 1 1 1 1 1 1 1 0
1 1 1 1 1 1 1 1 1 1

数据范围与提示

对于100%的数据，保证 n ∈ [1, 103]，q ∈ [0, 3 ∗ 105]，r, c, l ∈ [1, n]，s ∈ [1, 109]。

solution

考虑用二维树组差分维护，如果是个矩形就是特别简单的了，可惜是个直角三角形
那么就拆一下，用两个二维数组，一个专门维护单列，一个专门维护斜边

code

#include <cstdio>
#define MAXN 2005
#define ll long long
int n, Q;
ll ans;
ll col[MAXN][MAXN], slope[MAXN][MAXN], matrix[MAXN][MAXN];int main() {scanf( "%d %d", &n, &Q );for( int i = 1, r, c, l, s;i <= Q;i ++ ) {scanf( "%d %d %d %d", &r, &c, &l, &s );col[r][c] += s, col[r + l][c] -= s;slope[r][c + 1] += s, slope[r + l][c + l + 1] -= s;}for( int i = 1;i <= n;i ++ )for( int j = 1;j <= n;j ++ )col[i][j] += col[i - 1][j];for( int i = 1;i <= n;i ++ )for( int j = 1;j <= n;j ++ )slope[i][j] += slope[i - 1][j - 1];for( int i = 1;i <= n;i ++ )for( int j = 1;j <= n;j ++ )matrix[i][j] += matrix[i][j - 1] + col[i][j] - slope[i][j];for( int i = 1;i <= n;i ++ )for( int j = 1;j <= n;j ++ )ans ^= matrix[i][j];printf( "%lld", ans );return 0;
}

T2：玩个球

title

有 n 个球排成一行，每个球的颜色为黑或白。

执行 k 次操作，第 i(1 ≤ i ≤ k) 次操作形式如下：

• 从 [1, n-i+1] 中，等概率随机选择一个整数 x。

• 移除从左往右数的第 x 个球，或从右往左数的第 x 个球（也就是从左往右数的第 n-i+2-x 个）。之后，所有右侧的球的编号减 1。

给定每个球的颜色信息，希望最大化移除的白球数量。

输出在最优策略下，期望的移除白球数量。误差在1e-6范围内，即算正确

输入格式

第一行，两个整数 n, k。 第二行，一个长度为 n、仅由 ‘W’ 和 ‘B’ 组成的字符串，第 i 个字符代表第 i 个球的颜色， ‘W’ 为白色， ‘B’ 为黑色。
输出格式

输出一行，一个浮点数，代表答案。
样例
样例输入1

3 1
BWW

样例输出1

1.0000000000

样例解释1

如果 x = 1，从右侧操作，如果 x = 2 或 3，从左侧操作，均可以移除一个白球。

样例输入2

4 2
WBWB

样例输出2

1.5000000000

数据范围与提示

对于100%的数据，保证 1 ≤ n ≤ 30，0 ≤ k ≤ n

solution

$n$怎么这么小？！！准定要搞事！！
老子反手就是一个状压，压不死你

---

但是仔细一想，$2^{30}$好像逼近$int$极限值

不要担心，一般这种大数据数组存不下，就找蓝翔技术学校$STL$，这些容器关键时刻还是不会掉链子的，这里可以采取$map$与数组进行分工合作，数组存不下的就用$map$去存

这道题仔细一看，就是个披着期望皮的记忆化搜索羊

为什么呢？很简单，你想嘛~
当后面剩下的颜色状态一样时，操作的概率与期望计算方式与之前肯定是一样的，答案也肯定一样
那我们为什么要傻逼兮兮的怼上去再来一遍？？

---

接下来我将重点讲解代码中贼冗长的一行代码的意思，因为实在是太妙了！！

int sta1 = sta >> 1 & ~ ( ( 1 << i - 1 ) - 1 ) | sta & ( ( 1 << i - 1 ) - 1 );

如果不熟悉位运算的优先级的，看到这里基本上已经告退了吧哈哈哈哈
接下来让我们加几个括号

int sta1 = ( ( sta >> 1 ) & ( ~ ( ( 1 << ( i - 1 ) ) - 1 ) ) ) | ( sta & ( ( 1 << ( i - 1 ) ) - 1 ) );

我们来一一分析，提前声明因为我的$i$是从$1$开始枚举的，而二进制是从$0$开始，故要$-1$
如何才能把$i$这一个球彻底删掉呢？？让我们拭目以待吧！！

---

( 1 << ( i - 1 ) ) - 1

从$[0,i)$位每一位都为$1$然后其余位全为$0$，好理解，下一个！

---

sta >> 1

全体右移一位，第$0$位丢掉，好理解，下一个！

---

~ ( ( 1 << ( i - 1 ) ) - 1 ) )

~ ： 一种单目运算符（位运算），对二进制每一位上的数全都进行取反操作，1变0，0变1

---

接下来进行结合操作！！吃俺老孙一棒

( ( sta >> 1 ) & ( ~ ( ( 1 << ( i - 1 ) ) - 1 ) ) )

这行语句的目的是保留了$[i+1,tot]$位上的每一个球的状态，即画圈部分
注意$sta>>1$整体右移$1$位后再取$\&$，而我们知道除了$[0,i)$其余位置都为$1$
故而$sta$右移$1$位后，以$i$为分水岭，原来的状态是什么，右移$1$位的状态亦不变
而$i$恰好右移成为$i-1$，从$i-1$位开始往右全都是$0$
刚好把$i$给卡掉了！

---

最后就是上面一堆的状态$[0,i)$还是均为$0$的，此时就需要得到原来这些位置上的状态

sta & ( ( 1 << ( i - 1 ) ) - 1 )

---

最后两个残缺状态取$|$，即是卡掉$i$后的新状态
这是其中一种，另一种同理，不再赘述

code

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <map>
using namespace std;
map < int, double > mp;
int n, k;
char s[40];
double dp[1 << 25];double dfs( int sta, int tot ) {if( tot == n - k ) return 0;if( tot > 24 && mp.find( sta ) != mp.end() ) return mp[sta];if( tot <= 24 && dp[sta] != -1 ) return dp[sta];double sum = 0;for( int i = 1;i <= ( tot >> 1 );i ++ ) {int color1 = ( sta >> ( i - 1 ) ) & 1;int color2 = ( sta >> ( tot - i ) ) & 1;int sta1 = ( sta >> 1 ) & ( ~ ( ( 1 << ( i - 1 ) ) - 1 ) ) | ( sta & ( ( 1 << ( i - 1 ) ) - 1 ) );int sta2 = ( sta >> 1 ) & ( ~ ( ( 1 << ( tot - i ) ) - 1 ) ) | ( sta & ( ( 1 << ( tot - i ) ) - 1 ) );sum += 2 * max( dfs( sta1, tot - 1 ) + color1, dfs( sta2, tot - 1 ) + color2 ) / tot;}if( tot & 1 ) {int i = ( tot + 1 ) >> 1; int color = ( sta >> ( i - 1 ) ) & 1;int st = ( sta >> 1 ) & ( ~ ( ( 1 << ( i - 1 ) ) - 1 ) ) | ( sta & ( ( 1 << ( i - 1 ) ) - 1 ) );sum += ( dfs( st, tot - 1 ) + color ) / tot;}return ( tot > 24 ) ? mp[sta] = sum : dp[sta] = sum;
}int main() {scanf( "%d %d %s", &n, &k, s );int sta = 0;for( int i = 0;i < ( 1 << 25 );i ++ )dp[i] = -1;for( int i = 1;i <= n;i ++ )sta |= ( s[i - 1] == 'W' ) << ( n - i );sta |= ( 1 << n );printf( "%.8f", dfs( sta, n ) );return 0;
}

T3：玩个树

title

有一棵 n 个节点的树，每条边长度为 1，颜色为黑或白。

可以执行若干次如下操作：选择一条简单路径，反转路径上所有边的颜色。

对于某些边，要求在操作结束时为某一种颜色。

给定每条边的初始颜色，求最小操作数，以及满足操作数最小时，最小的操作路径长度和。
输入格式

第一行，一个正整数 n。

接下来 n-1 行，每行四个整数 a, b, c, d：

• 树中有一条边连接 a 和 b。

• c = 0, 1 表示初始颜色为白色、黑色。

• d = 0, 1, 2 表示最终要求为白色、要求为黑色、没有要求。
输出格式

输出一行，两个整数，表示最小操作数、操作数最小时的最小路径长度和。
样例
样例输入1

5
2 1 1 0
1 3 0 1
2 4 1 2
5 2 1 1

样例输出1

1 2

样例解释1

操作路径 {2, 1, 3}。

样例输入2

3
1 3 1 2
2 1 0 0

样例输出2

0 0

样例输入3

6
1 3 0 1
1 2 0 2
2 4 1 0
4 5 1 0
5 6 0 2

样例输出3

1 4

数据范围与提示

对于100%的数据，保证给出的图为一棵树，有 n ∈ [1,1e5]，a, b ∈ [1, n]，c ∈ {0, 1}，d ∈ {0, 1, 2}

solution

若操作的边集为$E$，那么操作次数则为$E$中度数为奇数的点的个数$/2$，称这种点为端点
对于点$i$而言
若为奇数，除去与父亲相连的边则变成了偶数，儿子可以两两配对
那么它就孤了下来，成为一条有可能被操作的路径的一端
若为偶数，除去与父亲相连的边则变成了奇数，儿子两两配对后则还剩一个儿子
那么此时$i$称当一个中转站的作用，衔接着儿子与父亲
反正无论如何它都只可能是一条可能被操作的路径上的一个点，仅此而已

此时赤裸裸的思想，先控制操作数最少，其次控制路径最小

---

设$dp[i][0/1]$表示以$i$为根的子树（$i$与父亲$fa$相连的那条边是否翻转，翻转为$1$，不翻转为$0$）的最小操作数以及最小路径和
再设$w1$表示$i$与父亲$fa$相连的边需要翻转，$w2$表示$i$与父亲$fa$相连的边不需要翻转
$$w1=min(dp[v][0]+w1,w2+dp[v][1])$$
①儿子不需要翻转，$i$与父亲的边已经翻转
②$i$与父亲的边尚未翻转，儿子需要翻转
$$w2=min(w2+dp[v][0],w1+dp[v][1])$$
①儿子不翻转，父亲也不翻转
②儿子翻转，父亲再翻转回来

code

#include <cstdio>
#include <vector>
using namespace std;
#define MAXN 100005
#define inf 0x3f3f3f3f
struct node {int opt, len;node(){}node( int Opt, int Len ) {opt = Opt, len = Len;}node operator + ( const node &t ) const {return node( opt + t.opt, len + t.len );}
}dp[MAXN][2];
vector < pair < int, int > > G[MAXN];
int n;node Min( node x, node y ) {if( x.opt < y.opt ) return x;else if( x.opt == y.opt && x.len < y.len ) return x;else return y;
}void dfs( int u, int fa, int type ) {node w1 = node( inf, inf ), w2 = node( 0, 0 );for( int i = 0;i < G[u].size();i ++ ) {int v = G[u][i].first, flag = G[u][i].second;if( v == fa ) continue;dfs( v, u, flag );node tmp1 = Min( w1 + dp[v][0], w2 + dp[v][1] );node tmp2 = Min( w1 + dp[v][1], w2 + dp[v][0] );w1 = tmp1, w2 = tmp2;}if( type == 1 || type == 2 )dp[u][1] = Min( node( w1.opt, w1.len + 1 ), node( w2.opt + 1, w2.len + 1 ) );elsedp[u][1] = node( inf, inf );if( type == 0 || type == 2 )dp[u][0] = Min( node( w1.opt + 1, w1.len ), w2 );elsedp[u][0] = node( inf, inf );
}int main() {scanf( "%d", &n );for( int i = 1, a, b, c, d;i < n;i ++ ) {scanf( "%d %d %d %d", &a, &b, &c, &d );c = ( d == 2 ) ? d : c != d;G[a].push_back( make_pair( b, c ) );G[b].push_back( make_pair( a, c ) );}dfs( 1, 0, 2 );printf( "%d %d", dp[1][0].opt >> 1, dp[1][0].len );return 0;
}