20190812B組
T1:100(0)
賽時：
這道題想到正解應該不難，只不過比例的地方要小心。
並且，要注意這題序列長度不超過10^9，所以要用long long
賽後：
貪心的思想，不難發現，如果序列前 i 個方塊 B 和 W 的比例和 B 和 W 在整個序列中的比例相同。
我們一定會把第 i 個方塊與第 i+1 個方塊分開來得到儘量多的分段數。
比較暴力的做法就是把序列打開，對於序列的每個位置 i 統計 1~i 中 B 和 W 的數量，時間複雜度是 O（L），其中 L 表示序列長度。
100%，我們可以先算出 B 和 W 在整個序列中的比例，再 O（n） 掃一遍，對於每次加入的方塊，判斷一下是否存在會出現目前加入的 B 和 W 的比例與整個序列相同，有就將 Ans+1 即可。 注意考慮整個序列都是 B 或者都是 W 的情況。
算法:
貪心
T2:0(40)
賽時：
這題乍眼看去相似一道簡單的貪心題。
可是，本想水個40分，可誰知一分都未水到。
賽後：
首先來想最簡單的動態規劃，通過第一個數的限制，我們可以得到每個位置的狀態可以從哪 些位置轉移過來，得到如下形式的式子： f(i) = 𝑚𝑎𝑥𝑗=𝑙[𝑖] 𝑖−1 (𝑠[𝑗 + 1][𝑖] + 𝑓[𝑗]) 其中 s[i][j]表示從 i 到 j 的最大值，l[i]表示 i 位置最多向左走到哪裏。 然後套路一波，用個單調遞減的單調隊列，每次將隊頭不合法的依次踢掉，然後我們來想想， 這樣我們只是得到了可以轉移過來的狀態集，那麼如何維護答案呢？
觀察下圖：
現在我們的 i 在位置 8 上，紅色框表示 i 向左最多到達的位置（即 2 與 8 的 p[i]是一樣的） 可以看出，除了隊頭之外，其他的在單調隊列裏的元素的貢獻都是從前面一個位置的 f 轉移 而來的（因爲 f 是單調不減的），而隊頭的則是依賴於 l[i]的。
假設當前的隊列爲:a[head. .tail]且∀head ≤ i < tail, a[i] < a[i + 1] 那麼當前點的答案爲:max(𝑚𝑎𝑥𝑗=ℎ𝑒𝑎𝑑+1 𝑡𝑎𝑖𝑙 (ℎ[𝑎[𝑗]] + 𝑓[𝑎[𝑗 − 1]]) , h[a[head]] + f[l[i] − 1]) 觀察到每次我們移動一個點是有許多沒有變的狀態的，每個元素進一次出一次，於是我們用 堆或者其他數據結構來維護隊列中每個元素的貢獻，對於隊頭特殊處理。
時間複雜度O(n 𝑙𝑜𝑔2n)
算法：
dp&單調隊列
T3:0(0)
賽時：
這一道題看不懂呀！！！
那賽時就更不用說用什麼思路了。
不過看懂也不知如何下手。
賽後：
算法:
三分
T4:0(0)
賽時：
一看就知到是一道最短路。
可是有思路但實現起來太複雜了。
於是打到一半，因前面調試第一題太久，突然聽到一聲巨響——
比賽結束了~~~
賽後：
本題有兩個部分：
（1）一串0和1組成序列，限制條件[a,b,c]，表示第a個數到第b個數之間最少有c個1。
設s[i]表示前i位中1的個數。
對每個條件[a,b,c]，有s[b]-s[a-1]>=c，即s[a-1]-s[b]<=-c
注意隱蔽條件:
s[i]-s[i-1]>=0，即s[i-1]-s[i]<=0
s[i]-s[i-1]<=1
用SPFA求出s[]，s[i]-s[i-1]就是第i個數的屬性。
（2）有n個結點，從x直接飛到y，當且僅當存在一條x→t[0]→t[1]→…→t[k]→y的路徑：
dis[x→t[]→y] <= L，並且t[]的屬性爲0
最多飛K次（此時路徑長度按0算）
問從1到N的最短路；
dp[u,t]表示從1出發到u點飛t次的最短路
初始條件：dp[1,0]=0；
狀態轉移：使用spfa求解
for(u=1;u<=N;u++){
if(dp[u][t]>dp[u][t]+g[u][v])dp[v][t]=dp[u][t]+g[u][v];
if(t<K&&g[u][v]<=L&&dp[v][t+1]>dp[u][t])dp[v][t+1]=dp[u][t];
}
算法:
最短路&dp
