• 搬题人：
  • A：p_b_p_b
  • B：cdw
  • C：Qingyu
• 组题人：p_b_p_b
• 题解：p_b_p_b, cdw, Qingyu

DNA 匹配

题目来源：

• 2021-2022 ICPC Asia Pacific - Yokohama Regional, Problem H
• Moscow Pre-Finals Workshops 2022 Day 4, Problem H

QOJ 链接：https://qoj.ac/contest/912/problem/3801

都 2202 年了怎么还有输出实数的非计算几何题啊？怎么相对误差在 $0.05$ 以内都算对？

这么离谱的误差范围，不难想到这题应该想一些乱搞。

毛估估一下会发现容斥并不是个好方法。尽管取的 $s_i$ 变多之后概率会迅速变小，但是组合数会迅速变大，所以简单地在某个大小进行截断是无法通过此题的。

另辟蹊径，注意到有一档部分分保证 $ans\ge 0.01$ ，所以可以用蒙特卡罗法进行随机抽样来估计概率。

蒙特卡罗法的不足之处在于，当答案太小时很难抽中一个合法的 DNA 序列，于是估计结果总是为 0 。但是我们可以限制随机抽样的范围，来保证抽中的序列总是合法的。所以可以想到，我们可以只在合法的 DNA 序列中抽样。

先设置一个贡献的分配方式。对于每一个 DNA 序列 $t$ ，若其在所有 $m$ 个串中可以匹配 $k\ (k>0)$ 个，那么 $t$ 会给每个能匹配的 $s_i$ 带来 $\frac 1 k$ 的贡献。

我们对每个 $s_i$ 分别计算贡献。仍然使用蒙特卡罗法，但是显然只有能匹配 $s_i$ 的 DNA 序列才能对 $s_i$ 带来贡献，因此我们让抽取的 DNA 序列 $t$ 在匹配 $s_i$ 的序列中随机，最后再除掉匹配 $s_i$ 的概率。这样就解决了答案太小的问题。

也可以让 $t$ 只给第一个匹配的 $s_i$ 带来 $1$ 的贡献，做法是一样的。

区间数颜色

题目来源：

• Petrozavodsk Winter 2022. Day 2. KAIST Contest + KOI TST 2021, Problem H

QOJ 链接：https://qoj.ac/contest/820/problem/2559

考虑假如存在 $L_j\le L_i,R_i\le R_j,i< j$，那么 $i$ 一定比 $j$ 要早出现在答案里。

一开始，我们把区间按照左端点排序。

当一个区间包含的所有区间都已经加入答案之后，我们再把这个区间加入候选集合。一开始，我们先把不包含其他区间的区间加入候选集合。我们把候选集合里的区间按左端点排序，这样它们的编号也是有序的（事实上，你发现这样右端点也是有序的）。

考虑离散化之后，区间的端点把整个数轴划分成 $O(n)$ 个段，我们每次把某个区间加入答案，相当于覆盖掉某些段。那么一个段被覆盖后，包含这个段的区间在候选集合里是连续的一段。

我们对于每个区间维护一个 $\text{remain}_i$ 表示现在第 $i$ 个区间里没被覆盖的段长之和，对于不在候选集合里的，我们认为是 $+\infty$。

那么就是对标号在某个区间内的 $\text{remain}_i$ 减去这段的长度。我们可以用一个 set 维护哪些段没被覆盖，然后用一个树状数组维护一个区间内没被覆盖的段长之和，这样我们在把某个区间加入候选集合的时候也可以知道它的 $\text{remain}$。

考虑我们把某个区间加入答案后，我们就从候选集合删去它后，此刻可能有一些区间可以加入候选区间，那么找到候选集合里这个区间的前驱 $j$ 和后继 $k$，那么可以加入的区间一定包含于 $(L_j,R_k)$，那么我们需要它的编号比 $j$ 大，并且右端点比 $R_k$ 小，那么每次找到标号在 $(j,n]$ 里的区间里右端点最小的区间尝试加入，再用一棵线段树维护即可。

复杂度 $O(n\log n)$。

情报传递 2

题目来源：第１３回日本情報オリンピック　春季トレーニング合宿, Day 4, Task 漢字しりとり(Kanji Shiritori)

QOJ 链接：https://qoj.ac/contest/337/problem/1407

算法 1

通信题好难啊，还是弃疗吧。直接让 Spy 把 Participant 不知道的信息都发送过去咋样？

计算一下，一共需要发送 $K$ 条边的边权，总共需要 $K \cdot \left\lceil \log_2 W\right\rceil = 5 \times 54 = 270$ 个 bit。随后让 Participant 运行 Floyd 算法，记录过程中更新的最短路并复原该路径即可。

共需 $270$ 个 bit，可以通过子任务 1，得到 5 分。

算法 2

注意到其实 Participant 不需要知道这些边的边权，甚至不需要知道最后最短路的长度 - 他只需要知道方案就可以了！

注意到由于所有边权未知的边的起点均相同，又有所有边权均非负，这意味着我们不可能经过一个顶点超过一次，所以我们可以将最短路分为 $K+1$ 类：

• 第 $1 \leq i \leq K$ 类经过了第 $i$ 条未知边
• 第 $0$ 类没有经过任何未知边。

注意到对于第 $0$ 类，我们可以直接删掉所有未知边跑最短路，其余第 $i$ 类最短路一定形如 $S_j \to A_i \to B_i \to T_j$ 的形式，同样可以删掉所有未知边来跑。

因此，我们只需要让 Spy 预先跑出所有询问的答案，并将询问类型发送给 Participant 即可。

一共需要 $Q \cdot \left\lceil \log_2 (K+1) \right\rceil = 60 \times 3 = 180$ 个 bit，刚好可以在子任务 2 中获得 11 分，共获得 16 分。

算法 3

注意到算法 2 中，一组询问只需要发送一个 $0 \sim 5$ 内的数，却要使用 3 个 bit，有些愚蠢。我们可以仿照进制转换，将这个 $60$ 位的 $6$ 进制数直接转成 $2$ 进制数发送过去，然后再转换回来即可。

如果懒得写高精度，也可以直接用 8 个 bit 压 3 个数（$6^3 = 216 < 2^8 = 256$），这样需要 $20 \times 8 = 160$ 个 bit，在子任务 2 中获得 15 分，共获得 20 分。

如果写了高精度，那么 $6^{60} = 48873677980689257489322752273774603865660850176$，而注意到 $2^{156} = 91343852333181432387730302044767688728495783936$，因此我们只需要发送 $156$ 个 bit，在子任务 2 中获得 17.4 分，共获得 22.4 分。

当然事实上我们可以利用长度作为信息，只发送 $155$ 个 bit，获得额外的 0.6 分，这样就可以在子任务 2 中获得 18 分，共获得 23 分。

算法 4

我们设 $f(i, a, b)$ 表示对于第 $i$ 个问题，第 $a$ 种最短路和第 $b$ 种最短路哪个更短。

那么对于 Participant 而言，他只需要对所有 $0 \leq i < Q, 0 \leq a,b \leq 5$，都得到 $f(i,a,b)$ 的值，那么问题就解决了。

考虑对于以上三组询问中，方案 $1$ 比方案 $2$ 优秀，当且仅当 $d_1+e_1+f_1 < d_1 + e_2 + g_1$，即 $e_1 - e_2 < g_1 - f_1$。同理，我们可以发现，对每个 $0 \leq i < Q$，方案 $a$ 比方案 $b$ 优秀，都可以表示成不等式 $e_a - e_b \leq X_{i,b}-X_{i,a}$ 的形式。注意到双方事实上都知道 $X_{i,b} - X_{i,a}$ 的值，于是我们可以对所有 $\binom{6}{2} = 15$ 种不同的 $0 \leq a < b \leq K$，计算出 $X_{i,b} - X_{i,a}$ 的值并将他们排序。随后由 Spy 发送给 Participant 一个值 $R_{a,b}$，表示从大到小 $R_{a,b}$ 个 $X_{i,b} - X_{i,a}$ 是能满足 $e_a-e_b \leq X_{i,b}-X_{i,a}$ 的最后一个 $i$。这样我们便成功发送了 $f(i,a,b)$ 的值。

总共有 $15$ 个 $(a,b)$，每个需要发送一个 $0 \sim Q$ 内的值，共需 $\frac{K(K+1)}{2} \left\lceil\log_2 (Q+1)\right\rceil = 15 \times \left\lceil \log_2 61 \right\rceil = 90$ 个 bit。可以在子任务 2 中获得 43 分，共获得 48 分。

当然你也可以结合算法 3 中的优化方法，$61^{15} = 602486784535040403801858901 < 2^{89}$，因此只需要发送 $88$ 个 bit 即可，获得额外的 0.3077 分。

算法 5

注意到算法 4 的本质即为，我们不断选取 $a,b$，并比较有多少组询问中 $a$ 优于 $b$，基于此将所有询问分成两组。

Spy 将所有的限制均发送给了 Participant，但事实上双方可以预先商定策略，因此我们不妨固定选取 $a,b$，并考虑分组的过程：

注意到对于固定的 $a_i, b_i$，我们发送的本质即为 $m$ 的值。虽然参与排序的段很多，但由于 $m$ 一定恰好落在了一组询问区间中，因此事实上，只有一组询问区间的 $m$ 是有用的，其余的 $m$ 并不会划分出更多的区间：

注意到我们已经预先将询问排序，因此当在进行到第 $i$ 回比较时，在此回合参与比较的询问是一段连续的区间 $[L_i, R_i]$，考虑不发送 $m$ 的值，而是发送 $m-L_i$ 的值。这样的问题是我们不知道 $m$ 落在了哪一个区间中，因此我们考虑修改 $a,b$ 的顺序。若干个随机算法需要发送 $70 \sim 80$ 个 bit，可以得到 $55 \sim 78$ 分。

不妨假设在第一回，我们进行了询问 $(x, y)$，考虑在第二回进行 $(x, z)$。注意到由于我们已经确定了 $x$ 最优的范围，因此只有 $z \in [L_1, R_1]$ 时，$m_{xz}$ 的值才有意义，否则一定是要么整个区间被划给了 $x$（等价于 $x=R_1$），要么是整个区间被划给了 $z$（等价于 $x=L_0$）。

因此我们直接这样进行比较，就只需要发送 $m_i-L_i$ 的值。

我们可以通过一边预处理到此时的 $[L_i, R_i]$，一边计算出所需位数 $d$，就可以提取出接下来的 $d$ 位用于存储 $m_i-L_i$。

通过分析，发现当每段被划分的相等时，所需的代价最多，此时代价为： $$ \sum_{i=1}^{K} i\left\lceil\log_2 \frac{Q+1}{i}\right\rceil $$ 总共需要 $64$ 个 bit，期望得分 $100$ 分。