【题解】NOIP2016提高组复赛

传送门：

【Day1】

玩具谜题 ( ext{[P1563]})

【T1】

【题目描述】

有 (n) ((n leqslant 10^5)) 个小人围成一圈（逆时针给出），已知它们的姓名 (name[i]) 和面朝的方向 (a[i])（内或外）。

现从位置 (1) 开始，给出 (m) 条指令，每条指令将给出移动方向 (x)（向左或向右）和移动距离 (y)，输出每次执行指令后所在位置的小人姓名。

【分析】

随便膜你一下就好了。

用一个变量 (p) 维护当前所在位置，为方便环上取膜处理，把 ([1,n]) 映射为 ([0,n-1]) 。

(a[p]=0,) (x=0)：朝内,向左。小人编号 (-y) 。
(a[p]=0,) (x=1)：朝内,向右。小人编号 (+y) 。
(a[p]=1,) (x=0)：朝外,向左。小人编号 (+y) 。
(a[p]=1,) (x=1)：朝外,向左。小人编号 (-y) 。

可以发现 (a[p]) 与 (x) 的异或值为 (1) 时编号为增加，为 (0) 时减少。

没什么细节，也没什么坑点，这才是真正的~~送分题~~。

【Code】

#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<cstdlib>
#include<cstdio>
#define Re register int
using namespace std;
const int N=1e5+3;
int n,m,x,y,a[N];char name[N][13];
inline void in(Re &x){
    int f=0;x=0;char c=getchar();
    while(c<'0'||c>'9')f|=c=='-',c=getchar();
    while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48),c=getchar();
    x=f?-x:x;
}
int main(){
//  freopen("toy.in","r",stdin);
//  freopen("toy.out","w",stdout);
    in(n),in(m);
    for(Re i=0;i<n;++i)in(a[i]),scanf("%s",name[i]);
    Re p=0;
    while(m--){
    	in(x),in(y);
    	x^=a[p];
    	if(x)p=(p+y)%n;
    	else p=(p-y+n)%n;
    }
    printf("%s",name[p]);
    fclose(stdin);
    fclose(stdout);
    return 0;
}

【T2】

天天爱跑步 ( ext{[P1600]})

【题目描述】

给出一棵 (n) ((n leqslant 3*10^5)) 个节点的树，每个节点上的观察员会在 (w_{i}) ((0 leqslant w_{i} leqslant n)) 时进行观测，如果此时恰好有玩家在此节点上，那么观察员可以观测到该玩家。

现给出 (m) ((m leqslant 3*10^5)) 个玩家的运动路线起点 (st_{j}) ((1 leqslant st_{j} leqslant n))、终点 (ed_{j}) ((1 leqslant ed_{j} leqslant n))，在第 (0) 秒时，所有人都会同时出发直至到达终点。

求每个观察员可以观测到多少个玩家。

【分析】

一道码农题。

对于每个节点 (x)，考虑在它的子树中能对它产生贡献的点有哪些：

((1).) 玩家起点在 (x) 的子树中。需满足 (deep[st_{j}]=deep[x]+w[x]) 。

((2).) 玩家终点在 (x) 的子树中。需满足 (dis(st_{j},ed_{j})=w[x]+(deep[ed_{j}]-deep[x]))，易知 (dis(st_{j},ed_{j})=) (deep[st_{j}]+deep[ed_{j}]-2*deep[lca(st_{j},ed_{j})])，化简得：(deep[st_{j}]-2*deep[lca(st_{j},ed_{j})]=w[x]-deep[x]) 。

于是问题被转换成了：在 (x) 的子树中找到满足上述等式的 (j) 的个数。

为方便描述，将上述两个等式视为 (s_{1}=deep[x]+w[x]) 和 (s_{2}=w[x]-deep[x])。

一种方法是开桶然后直接差分，但智商不够，就只有数据结构来凑了。

对每个节点开一棵动态开点权值线段树，对于每条路径 (dis(st_{j},ed_{j}))，把路径 (dis(st_{j},lca(st_{j},ed_{j}))) 上的所有线段树的 (s_{1}) 都加 (1)，(dis(ed_{j},lca(st_{j},ed_{j}))) 上的所有线段树的 (s_{2}) 都减 (1)，这个操作可以通过树上差分+线段树合并实现。

总结：(lca) (+) 树上差分 (+) 权值线段树 (+) 动态开点 (+) 线段树合并。豆粽强者，恐怖如斯。。

其实用树剖应该会更简单的啦。

【Code】

#include<algorithm>
#include<cstdio>
#define Re register int
using namespace std;
const int N=3e5+3,logN=19;
int x,y,n,m,T,o,lca,w[N],pt[N],ans[N],head[N],deep[N];
struct QWQ{int to,next;}a[N<<1];
inline void add(Re x,Re y){a[++o].to=y,a[o].next=head[x],head[x]=o;}
inline void in(Re &x){
    x=0;char c=getchar();
    while(c<'0'||c>'9')c=getchar();
    while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48),c=getchar();
}
struct Segmemt_Tree{
    #define pl tr[p].lp
    #define pr tr[p].rp
    #define mid (L+R>>1)
    struct QAQ{int g,lp,rp;}tr[N*36];int cnt;//大约要开4nlog(2n)个节点
    inline void change(Re &p,Re L,Re R,Re x,Re v){
        if(!p)p=++cnt;
        if(L==R){tr[p].g+=v;return;}
        if(x<=mid)change(pl,L,mid,x,v);
        else change(pr,mid+1,R,x,v);
    }
    inline int merge(Re p,Re q){
        if(!p)return q;if(!q)return p;
        tr[p].g+=tr[q].g;
        pl=merge(pl,tr[q].lp);
        pr=merge(pr,tr[q].rp);
        return p;
    }
    inline int ask(Re p,Re L,Re R,Re x){
        if(!p)return 0;
        if(L==R)return tr[p].g;
        if(x<=mid)return ask(pl,L,mid,x);
        else return ask(pr,mid+1,R,x);
    }
}T1;
struct LCA{//倍增lca
    int ant[N][23];
    inline void dfs(Re x,Re fa){
        deep[x]=deep[ant[x][0]=fa]+1;
        for(Re i=1;(1<<i)<=deep[x];++i)ant[x][i]=ant[ant[x][i-1]][i-1];
        for(Re i=head[x];i;i=a[i].next)if(a[i].to!=fa)dfs(a[i].to,x);
    }
    inline int lca(Re x,Re y){
        if(deep[x]<deep[y])swap(x,y);
        for(Re i=logN;i>=0;--i)if(deep[ant[x][i]]>=deep[y])x=ant[x][i];
        if(x==y)return x;
        for(Re i=logN;i>=0;--i)if(ant[x][i]!=ant[y][i])x=ant[x][i],y=ant[y][i];
        return ant[x][0];
    }
}T2;
inline void dfs(Re x,Re fa){
    for(Re i=head[x],to;i;i=a[i].next)
        if((to=a[i].to)!=fa)
            dfs(to,x),pt[x]=T1.merge(pt[x],pt[to]);//合并子树信息
    ans[x]+=T1.ask(pt[x],1,n<<1,n+deep[x]-w[x]);
    if(w[x]&&deep[x]+w[x]<=n)ans[x]+=T1.ask(pt[x],1,n<<1,n+deep[x]+w[x]);
    //当w[x]为0时会算两遍所以要特判，还有不能越界
}
int main(){
//  freopen("running.in","r",stdin);
//  freopen("running.out","w",stdout);
    in(n),in(T),m=n-1;
    while(m--)in(x),in(y),add(x,y),add(y,x);
    for(Re i=1;i<=n;++i)in(w[i]);
    T2.dfs(1,0);
    while(T--){
        in(x),in(y),lca=T2.lca(x,y);
        T1.change(pt[x],1,n<<1,n+deep[x],1);//可能会有负数，把所有下标都加n
        T1.change(pt[y],1,n<<1,n+(deep[lca]<<1)-deep[x],1);
        T1.change(pt[lca],1,n<<1,n+deep[x],-1);
        T1.change(pt[T2.ant[lca][0]],1,n<<1,n+(deep[lca]<<1)-deep[x],-1);
    }
    dfs(1,0);
    for(Re i=1;i<=n;++i)printf("%d ",ans[i]);
    fclose(stdin);
    fclose(stdout);
    return 0;
}

【T3】

换教室 ( ext{[P1850]})

【题目描述】

有 (ng) ((ng leqslant 2000)) 个时间点，第 (i) 个时间点有两个教室可使用（默认使用 (A_{0}[i])），可以提交最多 (mg) ((mg leqslant 2000)) 个申请，每次申请有 (K_{i}) 的概率通过，如果通过，那么第 (i) 个时间点的使用教室将会由 (A_{0}[i]) 换成 (A_{1}[i]) 。

一共 (n) ((n leqslant 300)) 个教室 (m) ((m leqslant 90000)) 条边构成一张无向图，每上完第 (i) 个时间点的课后，会选择一条最短路径走向第 (i+1) 个时间点的教室。

求：在哪几个时间点上申请交换教室可以使得所走的总路径期望值最小，只需要输出这个最小值即可。

【分析】

本以为 (T2) 已经够毒瘤了，没想到 (T3) 更 ( ext{bt}) 。

第一次做期望题，一脸懵逼的我就只能在子任务中寻找骗分点。

  特殊性质1：一颗树？然并卵。n<=300的完全图你能卡我？你要是能卡我，我就，我就...
  特殊性质2：凡是选了出来的一定会交换

观察性质 (2)，发现一切与概率有关的东西都可以忽略，直接上 (dp)，再加上 (n=1) 的特判（输出 (0.00)），(28) 分就到手了，做法如下：

由于图是固定不变的，可以用 (Floyed) 预处理出每对点的最短路，也可以用 (dijkstra)（理论时间复杂度优一些）。

(dp[k][i][0]) 表示已经在前 (i) 个时间点中选出了 (k) 个，且第 (i) 个不选的总路径最小值，
(dp[k][i][1]) 表示已经在前 (i) 个时间点中选出了 (k) 个，且第 (i) 个被选的总路径最小值。

那么有：

[dp[k][i][0]=min{dp[k][i!-!1][0]+dis(A_{0}[i!-!1],A_{0}[i]),dp[k][i!-!1][1]+dis(A_{0}[i!-!1],A_{0}[i])} ]

[dp[k][i][1]=min{dp[k!-!1][i!-!1][0]+dis(A_{0}[i!-!1],A_{1}[i]),dp[k!-!1][i!-!1][1]+dis(A_{0}[i!-!1],A_{1}[i]) } ]

现在考虑加入概率，状态表示不变，递推形式也基本相同，但转移的时候就需要变化一下。

假设第 (i) 个时间点没有选，那么一定是在 (A_{0}[i])，即有 (1) 的概率在 (A_{0}[i])，有 (0) 的概率在 (A_{1}[i])。如果选了，那么将有 (K_{i}) 的概率在 (A_{1}[i])，(1!-!K[i]) 的概率在 (A_{0}[i])，

因此在计算 (dis(A_{x_{i-1}}[i!-!1],A_{x_{i}}[i])) 的时候就应乘上 (x_{i-1}) 的概率 (P_{x_{i-1}}(i!-!1)) 再乘以 (x_{i}) 的概率 (P_{x_{i}}(i))，即：

(dp[k][i][0/1]=min{dp[k][i][0/1]+dis(A_{0/1}[i!-!1],A_{0/1}[i])*P_{0/1}(i!-!1)*P_{0/1}(i)})

对于 (dp[k][i][0])，(P_{0}(i)=1,) (P_{1}(i)=0)，
对于 (dp[k][i][1])，(P_{0}(i)=1!-!K[i],) (P_{1}(i)=K[i]) 。

方程见代码。

时间复杂度为：(O(n^2)) 。

【Code】

#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<cstdlib>
#include<cstdio>
#include<queue>
#define LD double
#define Re register int
using namespace std;
const int N=303,M=90003,G=2003,inf=1e9,eps=1e-8;
int n,m,x,y,z,o,ng,mg,flagT2=1,A[G][2],head[N];LD ans,K[G],dp[G][G][2];
struct QAQ{int w,to,next;}a[M<<1];
inline void add(Re x,Re y,Re z){a[++o].w=z,a[o].to=y,a[o].next=head[x],head[x]=o;}
inline void in(Re &x){
    int f=0;x=0;char c=getchar();
    while(c<'0'||c>'9')f|=c=='-',c=getchar();
    while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48),c=getchar();
    x=f?-x:x;
}
struct Dijkstra{
    struct QWQ{int x,d;inline bool operator<(QWQ O)const{return d>O.d;};};
    int pan[N],dis[N];priority_queue<QWQ>Q;
    inline void dijkstra(Re st){
        for(Re i=0;i<=n;++i)dis[i]=inf;
        Q.push((QWQ){st,dis[st]=0});
        while(!Q.empty()){
            Re x=Q.top().x;Q.pop();
            if(pan[x])continue;
            pan[x]=1;
            for(Re i=head[x],to;i;i=a[i].next)
                if(dis[to=a[i].to]>dis[x]+a[i].w)
                    Q.push((QWQ){to,dis[to]=dis[x]+a[i].w});
        }
    }
}T1[N];
inline int dis(Re x,Re y){return T1[x].dis[y];}
int main(){
//  freopen("classroom.in","r",stdin);
//  freopen("classroom.out","w",stdout);
    in(ng),in(mg),in(n),in(m);
    for(Re i=1;i<=ng;++i)in(A[i][0]);
    for(Re i=1;i<=ng;++i)in(A[i][1]);
    for(Re i=1;i<=ng;++i){
        scanf("%lf",&K[i]);
//      flagT2&=(K[i]==1.0);
    }
    while(m--)in(x),in(y),in(z),add(x,y,z),add(y,x,z);
    if(ng==1){
    	printf("0.00");
    	fclose(stdin);
    	fclose(stdout);
    	return 0;
    }
    for(Re i=1;i<=n;++i)T1[i].dijkstra(i);

//  if(flagT2){//特殊性质: K[i]全部等于1
//      for(Re k=0;k<=mg;++k)
//          for(Re i=0;i<=ng;++i)
//              dp[k][i][0]=dp[k][i][1]=inf;
//      dp[0][1][0]=0;
//      for(Re i=2;i<=ng;++i)dp[0][i][0]=dp[0][i-1][0]+dis(A[i-1][0],A[i][0]);
//      for(Re k=1;k<=mg;++k)
//          for(Re i=k;i<=ng;++i){
//              dp[k][i][0]=min(dp[k][i-1][0]+dis(A[i-1][0],A[i][0]),dp[k][i-1][1]+dis(A[i-1][1],A[i][0]));
//              dp[k][i][1]=min(dp[k-1][i-1][0]+dis(A[i-1][0],A[i][1]),dp[k-1][i-1][1]+dis(A[i-1][1],A[i][1]));
//          }
//      ans=inf;
//      for(Re k=0;k<=mg;++k)ans=min(ans,min(dp[k][ng][0],dp[k][ng][1]));
//      printf("%.2lf
",ans);
//  }
//  else{
        for(Re k=0;k<=mg;++k)
            for(Re i=1;i<=ng;++i)//dp[0][][]手动初始化，不用设inf
                dp[k][i][0]=dp[k][i][1]=1000000000.0;
        dp[1][1][1]=dp[0][1][0]=0;//i=1的情况手动初始化
        for(Re i=2;i<=ng;++i)dp[0][i][0]=dp[0][i-1][0]+(LD)dis(A[i-1][0],A[i][0]);
        for(Re i=2;i<=ng;++i)//从i=2开始跑
             for(Re k=1;k<=mg&&k<=i;++k){
                dp[k][i][0]=min(
                    dp[k][i-1][0]
                        +(LD)dis(A[i-1][0],A[i][0]),
                    dp[k][i-1][1]
                        +(LD)dis(A[i-1][1],A[i][0])*K[i-1]
                        +(LD)dis(A[i-1][0],A[i][0])*(1.0-K[i-1])
                );
                dp[k][i][1]=min(
                    dp[k-1][i-1][0]
                        +(LD)dis(A[i-1][0],A[i][1])*K[i]
                        +(LD)dis(A[i-1][0],A[i][0])*(1.0-K[i]),
                    dp[k-1][i-1][1]
                        +(LD)dis(A[i-1][1],A[i][1])*K[i-1]*K[i]
                        +(LD)dis(A[i-1][0],A[i][1])*(1.0-K[i-1])*K[i]
                        +(LD)dis(A[i-1][1],A[i][0])*K[i-1]*(1.0-K[i])
                        +(LD)dis(A[i-1][0],A[i][0])*(1.0-K[i-1])*(1.0-K[i])
                );
            }
        ans=dp[0][ng][0];
        for(Re k=1;k<=mg;++k)ans=min(ans,min(dp[k][ng][0],dp[k][ng][1]));
        printf("%.2lf
",ans);
//  }
    fclose(stdin);
    fclose(stdout);
    return 0;
}

【Day2】

【T1】

组合数问题 ( ext{[P2822]})

【题目描述】

给出 (T) ((T leqslant 10^4)) 组数据和一个整数 (K) ((K leqslant 21))，每组数据给出两个整数 (n,m) ((n,m leqslant 2000))，求满足 (C^{j}_{i}) 能被 (K) 整除的 (i,j) ((i in [1,n],jin[1,min(i,m)])) 对数。

【分析】

组合数递推公式为 (C^{m}_{n}=C^{m}_{n-1}+C^{m-1}_{n-1})，先 (n^2) 预处理一下，又由于 (K) 是固定的，所以在递推的时候顺带取个膜，后面就直接判断 (C^{j}_{i}) 是否为 (0)。

查询时 (n^2) 暴力扫描可以得 (90) 分（送分题就是不一样，暴力给 (90)），考虑用矩阵前缀和优化：

(S[j][i]=S[j!-!1][i]+S[j][i!-!1]!-!S[j!-!1][i!-!1]+(C[j][i]==0))

但是当 (j==i) 时，使用到的 (S[j][i-1]) 在上一层循环中没有被更新到，所以在递推求 (S) 的时候枚举循环是允许 (j>i) 的（也可以直接特判 (S[j][i]=S[j!-!1][i]+(C[j][i]==0))）。

时间复杂度为：(O(n^2+T)) 。

【Code】

#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<cstdlib>
#include<cstdio>
#define Re register int
using namespace std;
const int N=2003; 
int x,y,T,K,C[N][N],S[N][N];
inline void in(Re &x){
    int f=0;x=0;char c=getchar();
    while(c<'0'||c>'9')f|=c=='-',c=getchar();
    while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48),c=getchar();
    x=f?-x:x;
}
int main(){
//  freopen("problem.in","r",stdin);
//  freopen("problem.out","w",stdout);
    in(T),in(K);
    for(Re i=1;i<=2000;++i)C[0][i]=C[i][i]=1;
    for(Re i=2;i<=2000;++i)
        for(Re j=1;j<=i;++j)
            C[j][i]=(C[j][i-1]+C[j-1][i-1])%K;
    for(Re i=1;i<=2000;++i)
        for(Re j=1;j<=2000;++j)
            S[j][i]=S[j-1][i]+S[j][i-1]-S[j-1][i-1]+(j<=i&&C[j][i]==0);
    while(T--)in(x),in(y),printf("%d
",S[y][x]);
    fclose(stdin);
    fclose(stdout);
    return 0;
}

【T2】

蚯蚓 ( ext{P[2827]})

【题目描述】

给出 (n) ((n leqslant 10^5)) 只蚯蚓的长度 (x_{i})，每秒选出其中最长的一只将其砍为 (lfloor px_{i} floor) ((0<p<1)) 和 (x_{i}-lfloor px_{i} floor) 两只，随后所有蚯蚓都会伸长 (q) ((0 leqslant q leqslant 200))。输出第 (t,2t,3t..lfloorfrac{m}{t} floor) ((1 leqslant t leqslant 71)) 秒被切断的蚯蚓（在被切之前）长度以及 (m) ((0 leqslant m leqslant 7*10^6)) 秒之后第 (t,2t,3t...lfloorfrac{n+m}{t} floor) 长的蚯蚓长度。

【分析】

由于每次砍出来的两半长度一定小于等于砍之前，所以每次选出来要砍的蚯蚓长度 (x) 一定是单调不上升的，那么 (lfloor px floor) 和 (x-lfloor px floor) 也应该是单调不上升的，直接开三个队列模拟一下就好了。

还要解决每秒长度的增加量 (q)，老老实实的加是肯定不行的，庞大的数据量用 (sort) 都可能 (TLE)，更别说什么数据结构之类的东西了。但可以记录一个 (dlt)，表示当前已经欠了 (dlt) 没有加，而元素出队时只要加上这个值就可以表示真实长度。

【Code】

#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<cstdlib>
#include<cstdio>
#include<queue>
#define LD double
#define Re register int
using namespace std;
const int N=1e5+3,M=7e6+3;
int x,n,m,q,u,v,t,tmp,a[N],H[3]={1,1,1},T[3],Q[3][N+M];LD p;
inline void in(Re &x){
    int f=0;x=0;char c=getchar();
    while(c<'0'||c>'9')f|=c=='-',c=getchar();
    while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48),c=getchar();
    x=f?-x:x;
}
inline int Top(){//找到三个队列中最长的一个出队
    Re p,ans=-2e9;
    for(Re i=0;i<3;++i)
        if(H[i]<=T[i]&&Q[i][H[i]]>ans)ans=Q[p=i][H[i]];
    ++H[p];
    return ans;
}
int main(){
//  freopen("earthworm.in","r",stdin);
//  freopen("earthworm.out","w",stdout);
    in(n),in(m),in(q),in(u),in(v),in(t);p=(LD)u/v;
    for(Re i=1;i<=n;++i)in(a[i]),a[i]*=-1;
    sort(a+1,a+n+1);
    for(Re i=1;i<=n;++i)Q[0][++T[0]]=-a[i];//第一波蚯蚓入队
    for(Re o=1;o<=m;++o){
        Re x=Top()+tmp;//获取真实长度要加上懒标记
        Re A=x*p,B=x-A;
        if(o%t==0)printf("%d ",x);
        tmp+=q;//修改懒标记
        Q[1][++T[1]]=A-tmp;//入队时要减去懒标记
        Q[2][++T[2]]=B-tmp;//同上
    }
    puts("");
    for(Re o=1;o<=n+m;++o){
        x=Top();
        if(o%t==0)printf("%d ",x+tmp);//输出真实长度
    }
    fclose(stdin);
    fclose(stdout);
    return 0;
}

【T3】

愤怒的小鸟 ( ext{P[2831]})

【题目描述】

分别给出平面上 (n) ((n leqslant 18)) 只小猪的坐标 ((x_{i},y_{i})) ((0 < x,y < 10))，有一架弹弓位于 ((0,0)) 处，每次 ( ext{Kiana})（%%%）可以发射一只飞行轨迹为 (y=ax^2+bx) (()需满足 (a<0)) 的小鸟。

一共有 (T) ((T leqslant 30)) 组数据，求每组数据最少需要多少只小鸟才能打完所有小猪。

【分析】

~~感受到了来自出题人深深的恶意，以后都不敢直视这个游戏了~~。

(n leqslant 18)，不是 (dfs) 就是状压，事实证明两种思路都可以过。个人认为状压更好想，写起来也比较简单。

首先要 (n^3) 预处理出过任意两点 (i,j)（或只过一点）的抛物线可以穿过的小猪有哪些，并用一个整数 (line[i][j]) 来表示这个状态。注意特判：仅当求出的一元二次函数 (a<0) 时才合法。

用 (dp[j]) 表示小猪状态为 (j) 时的最小答案，则转移方程可表示为：(dp[j|line[i][k]]=min{dp[j|line[i][k]],dp[j]+1}) 。

注意：不能写 (dp[j]=min{dp[j) ^ (line[i][k]]+1})，因为一头猪是可以被多条抛物线覆盖的，而这种写法是不能互相覆盖的情况（但貌似数据水可以过）。

暴力枚举 (i,j,k)，时间复杂度为：(O(Tn^{2}2^{n})) 。

对于这道题，我表示很 (angry)，因为模拟考试时抽风成为常态的 (Cena) 又把我搞爆蛋了，而且爆的还是 (long) (double) 读入的 (color{red}{C++标准写法})，真的是无语了。。。

【Code】

#include<algorithm>
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<cstdlib>
#include<cstdio>
#define LD long double
#define Re register int
using namespace std;
const int N=20,M=262150;
int n,T,V,HYJ,dp[M],line[N][N];LD eps=1e-10;//到底是eps还是esp呢？我说不清
struct Poi{LD x,y;inline bool operator<(Poi O)const{return x!=O.x?x<O.x:y<O.y;};}P[N];
struct Line{
    LD a,b;
    inline bool judge(Poi O)const{//判断某点是否在某抛物线上
        LD x=a*O.x*O.x+b*O.x,y=O.y;
        return (x-y>=-eps&&x-y<=eps);//比较大小时的精度处理
    }
};
inline void in(Re &x){
    int f=0;x=0;char c=getchar();
    while(c<'0'||c>'9')f|=c=='-',c=getchar();
    while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48),c=getchar();
    x=f?-x:x;
}
inline Line Get_line(Poi a,Poi b){//手推公式，初中数学
    Line ans;
    ans.a=(a.y/a.x-b.y/b.x)/(a.x-b.x);
    ans.b=a.y/a.x-ans.a*a.x;
    return ans;
}
inline void print(Re j){for(Re k=n;k>=1;--k)printf("%d",(j&(1<<k-1))>0);}
int main(){
//  freopen("angrybirds.in","r",stdin);
//  freopen("angrybirds.out","w",stdout);
    in(T);
    while(T--){
        in(n),in(HYJ),V=(1<<n)-1;
        for(Re i=1;i<=n;++i)scanf("%Lf%Lf",&P[i].x,&P[i].y);
        //我偏要用scanf读long double，我不信你noi linux能卡标准写法
        sort(P+1,P+n+1);
        memset(line,0,sizeof(line));
        for(Re i=1;i<=n;++i)line[i][i]=1<<i-1;//单独处理只经过一个点的抛物线
        for(Re i=1;i<=n;++i)
            for(Re j=1;j<i;++j){
                Line L=Get_line(P[i],P[j]);
                if(L.a>=0)continue;//题目要求a<0
                for(Re k=1;k<=n;++k)
                    if(L.judge(P[k]))line[i][j]|=1<<k-1;
                line[j][i]=line[i][j];
            }
        memset(dp,127,sizeof(dp));
        dp[0]=0;
        for(Re i=1;i<=n;++i)
            for(Re j=0;j<=V;++j)
                for(Re k=1;k<=n;++k)
                    dp[j|line[i][k]]=min(dp[j|line[i][k]],dp[j]+1);
        printf("%d
",dp[V]);
    }
    fclose(stdin);
    fclose(stdout);
    return 0;
}

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原文地址：https://www.cnblogs.com/Xing-Ling/p/11699609.html

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