写在开头
有不足的地方各位佬多多指教呀！
持续更新（bushi）
A
题面
给定李华的初始rating \(R\) ，div.2的计分上限 \(X\)，李华每次rating的变化最大值 \(D\)，以及cf比赛的次数 \(n\)，问李华最多可以正式参加多少场cf。
\( 0 \le R \le 10^9 \\ 1 \le X \le 10^9 \\ 1 \le D,n \le 1000 \\ \sum{n} \le 3 \times 10^4 \)
解析
由于div.1没有计分下限，所以让李华的rating尽可能低即可。
时间复杂度为 \(O(n)\)。
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;int main(){ios::sync_with_stdio(0);cin.tie(0), cout.tie(0);int t;cin >> t;while(t--){int rat, x, d, n;cin >> rat >> x >> d >> n;string s;cin >> s;int num = 0;for(int i = 0; i < n; i++)if(s[i] == '1'){num++;if(rat >= x)rat -= d;}else{if(rat < x)num++;}cout << num << '\n';}return 0;
}
B
题面
给定一个 \(n \times n\) 的表格，每个格子被染上黑白两色中的一个，你可以选择任意多个白色格子并将其染黑，问是否存在一种染色使得所有的黑格是联通的（对角相连不算联通），并且在任一行或一列存在连续3个黑格。
\( 1 \le n \le 100 \\ \sum{n} \le 2000 \)
解析
用 \(0\) 表示白格，用 \(1\) 表示黑格（这里与原题符号不一样），那么关键发现是所有的满足条件的方案一定是如下形状的：
只有四个黑格构成一个正方形。
\( 0000\\ 0110\\ 0110\\ 0000\\ \)
一条蛇形
\( 110000000\\ 011000000\\ 001100000\\ 000110000\\ 000011000\\ 000001100\\ 000000110\\ 000000011\\ 000000001\\ \)
还是蛇形，方向变了
\( 000000110\\ 000001100\\ 000011000\\ 000110000\\ 001100000\\ 011000000\\ 110000000\\ 000000000\\ 000000000\\ \)
因此我们只需要判断这些情况即可。
第一种情况可以直接判断是否只有四个黑格并且他们构成正方形，如果初始情况不是4个黑格而是一个子图，那么可以并入情况二和三。
第二种情况可以判断所有的黑格是否全部落在相邻的两个对角线上，如果用 \(a_{ij}\) 表示格子，那么这等价于 \(abs(i - j)\) 的值是否是相邻的两个整数。
情况三和二类似，只是判断的时候将 \(i - j\) 改为 \(i + j\) 即可。
我判断情况二和三的方案是用了两个 \(set\)，将每个黑格的 \(i - j\) 和 \(i + j\) 插入集合即可。
时间复杂度 \(O(n^2 \log{n})\)。
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;int main(){ios::sync_with_stdio(0);cin.tie(0), cout.tie(0);int t;cin >> t;while(t--){int n;cin >> n;set <int> s1, s2;vector <pair <int, int>> pos;vector <vector <char>> a(n, vector <char> (n));for(int i = 0; i < n; i++)for(int j = 0; j < n; j++){cin >> a[i][j]; if(a[i][j] == '#')s1.insert(i + j), s2.insert(i - j),pos.push_back({i, j});}bool tag = 0;if(s1.size() == 2){vector <int> v(s1.begin(), s1.end());if(abs(v[0] - v[1]) == 1)tag = 1;}if(s2.size() == 2){vector <int> v(s2.begin(), s2.end());if(abs(v[0] - v[1]) == 1)tag = 1;}if(s1.size() < 2 || s2.size() < 2)tag = 1;if(pos.size() == 4){sort(pos.begin(), pos.end());int x = pos[0].first, y = pos[0].second;if(pos[1] == make_pair(x, y + 1) && pos[2] == make_pair(x + 1, y) && pos[3] == make_pair(x + 1, y + 1))tag = 1;}cout << (tag ? "Yes\n" : "No\n");}return 0;
}
C
题面
你要购买 \(n\) 个物品，每个物品价值 \(a_i\)，给定 \(x\) 为忠诚度，每个物品价值不超过 \(x\)，定义忠诚度等级为 \(\lfloor \frac{s}{x} \rfloor\)，其中 \(s\) 为当前已经购买的物品的价值综合，如果购买某个物品时忠诚度等级升级了，那么当前购买物品的价值就是升级获得的积分，求可获得的最多的积分以及对应的一个方案。
\( 1 \le n \le 10^5 \\ 1 \le x \le 10^9 \\ 1 \le a_i \le x \\ \sum n \le 10^5 \)
解析
最终购买的物品总价值是固定的，因此升级次数 \(k\) 是固定的，最贪心的是这 \(k\) 次升级时购买的物品是价值最多的 \(k\) 个物品。这可以由以下构造完成：
定义 \(sum\) 为当前购买的物品的价值和对 \(x\) 取模后的结果（即 \(sum = s \mod{x}\)），每次选择要买的物品时使用如下策略：如果还未被购买的物品中价值最大的（记其价值为 \(a_{max}\)）满足 \(sum + a_{max} \ge x\)，那么就购买它，否则购买价值最小的，每次买完后更新 \(sum\)。不难发现如果价值最大的都无法升级时价值小的也无法升级，所以取出的都是价值最大的。
时间复杂度 \(O(n \log{n})\)，瓶颈在排序。
代码
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define ll long longint main(){ios::sync_with_stdio(0);cin.tie(0), cout.tie(0);int t;cin >> t;while(t--){int n, x;cin >> n >> x;ll sum = 0ll;vector <int> a(n + 1, 0);for(int i = 1; i <= n; i++){cin >> a[i];sum += a[i];}sort(a.begin() + 1, a.end());int k = sum / x;ll ans = 0ll;for(int i = n; i > n - k; i--)ans += a[i];cout << ans << '\n';int l = 1, r = n, num = 0;while(l <= r){if(num + a[r] >= x){num = (num + a[r]) % x;cout << a[r] << ' ';r--;}else{num += a[l];cout << a[l] << ' ';l++;}}cout << '\n';}return 0;
}
D
题面
给定一个长为n的数组b，问最少移除多少个元素，才能使得不存在 \(i\)，\(j\)，使得 \(1 \le i \lt j \le n\) 且 \(b_j - b_i = 1\)（不妨把满足这种条件的 \(i\)，\(j\) 对成为坏的）。
\( 1 \le n \le 3 \times 10^5 \\ 1 \le b_i \le n \\ \sum{n} \le 3 \times 10^5 \)
解析一
考虑问题的反面，最多可以取多少个元素，我们来进行 \(dp\)。
考虑一个 \(pair\) 数组 \(a\)，\(a_i = \{ b_i, i \}\)，将这个数组排序，第一关键字按增序排列，第二关键字按降序排列，记 \(dp_i\) 表示排列后前 \(i\) 个数最多可以取多少个，那么有状态转移方程如下：
最后 \(n - \max{dp}\) 就是答案。
那为什么是这样？考虑这样一组样例：
n = 3, a[n] = {2, 1, 3}。
如果我们直接用 \(dp_i = 1 + \max_{j \lt i, a_j.first + 1 \ne a_i.first} {dp_j}\) 来转移会有一个问题，在更新 \(3\) 的 \(dp\) 值时因为有 \(1\) 的影响会直接更新为 \(3\)，但是 \((2, 3)\) 也是不被允许的，更新错误的原因在于 \(2\) 和 \(3\) 没有紧挨着。所以我们可以按 \(a.first\) 的值的顺序来更新，这个时候对于位于 \(i\) 后面的 \(j\) 但是满足 \(b_j + 1 = b_i\) 这样的数可以用其 \(dp\) 值直接更新 \(dp_i\)，于是得到了上面的转移方程。至于为什么第二关键字是倒序，这时因为对于 \(a.first\) 相等的数来说，它的原本的位置越靠前，越容易继承到第一关键字比它小但是第二关键字比它大的数的 \(dp\) 值。
考虑如何维护这个 \(max\)，不难发现，处理到 \(i\) 的时候所有已经处理过的数都是第一关键字不大于 \(a_i.first\) 的数，于是分为三类，第一类是 \(a_j.first + 2 \le a_i.first\)，这一类用树状数组维护最值（这里相当于将第二类情况延时处理了一轮），第二类是 \(a_j.first + 1 = a_i.first\)，这一类比较第二关键字，第三类是 \(a_j.first = a_i.first\)，这一类直接继承前一个数的 \(dp + 1\) 值，同时如果在某个 \(j\) 满足第二类时特别处理一下即可。
时间复杂度 \(O(n \log{n})\)。
代码
解析二
这个做法来自于 \(peltorator\)（cf名），代码链接：https://codeforces.com/contest/2161/submission/346684700
这是本蒟蒻在比赛的评论区发现的大佬的解答orz，感觉很妙，在这里分享给各位佬。
考虑构造一个图，将所有的坏的 \(i\)，\(j\) 对之间连一条边，那么这道题变为找这个图的最小点覆盖，注意到这个图是个二分图，因为点 \(i\) 仅和值为 \(b_i + 1\) 的点相连，所以由Kőnig定理，最小点覆盖等于最大边匹配，这个边匹配可以贪心的取：
先找 \(b_i\) 的值最小的 \(i\)， 如果有一样小的就取 \(i\) 值最大的，如果它和点 \(j\) 连有边，那么一定有 \(b_j = b_i + 1\)，我们在所有满足这个条件的 \(j\) 中选择 \(j\) 值最大的，然后将 \(i\) 和 \(j\) 一同删去，重复这个过程。
时间复杂度 \(O(n)\)。