Preface
话说这场前面的题好简单啊，而且题意都很好懂，争取全写了吧（flag）
7/25：好吧F好仙各种竞赛图的引理定理弃疗了QAQ
A - Takahashikun, The Strider
SB题目，显然最后要转的角度是$operatorname(X,360)(，因此答案就是)frac{operatorname(X,360)}=frac{360}{gcd(X,360)}$
#include<cstdio>
#define RI register int
#define CI const int&
using namespace std;
int x;
inline int gcd(CI x,CI y)
{
return y?gcd(y,x%y):x;
}
int main()
{
return scanf("%d",&x),printf("%d",360/gcd(x,360)),0;
}
B - Extension
首先设状态，很显然可以设$f_{i,j}$表示$i imes j$的矩形的方案数
首先考虑边界情况，转移十分显然：
考虑一般情况，一个矩形一定是之前的某个矩形加一行或一列得到的，如果直接把方案加起来显然会有重复
然后我们稍微想一下就会发现不重复的情况仅有占据了交点时，换句话说其他的情况都有一次重复，容易写出转移：
#include<cstdio>
#define RI register int
#define CI const int&
using namespace std;
const int N=5005,mod=998244353;
int a,b,c,d,f[N][N];
int main()
{
RI i,j; scanf("%d%d%d%d",&a,&b,&c,&d); f[a][b]=1;
for (i=a;i<=c;++i) for (j=b;j<=d;++j)
if (i>a&&j>b) f[i][j]=(1LL*f[i-1][j]*j%mod+1LL*f[i][j-1]*i%mod-1LL*(i-1)*(j-1)*f[i-1][j-1]%mod+mod)%mod;
else if (i>a) f[i][j]=1LL*f[i-1][j]*j%mod; else if (j>b) f[i][j]=1LL*f[i][j-1]*i%mod;
return printf("%d",f[c][d]),0;
}
C - Shift
首先转化题意，预处理出一个数组$a$表示每两个$0$之间$1$的个数
那么此时一次操作可以看成$(i,j).i<j$，表示$a_i+=1$，(a_j-=1)
容易发现当操作$(i,k),(k,j)(后相当于进行了操作)(i,j)$，由于我们要使操作尽量少，因此我们强制不会有前面这种情况出现，换句话说就是令每个位置要么加要么减
因此我们容易设计出一个状态，$f_{i,j,k}$表示进行了$i$次操作，处理了前$j$个位置，加的次数与减的次数的差值为$k$（显然$kge 0$）的方案数
转移的话很简单，考虑这个位置要么不做，要么加要么减即可，注意减的时候不要减得超过这个数，具体看代码
然后写完一看是$O(n^4)$的，压一下上界还是两个点过不去怎么办
发现这个DP有效状态很少，因此把填表改成刷表后就快得一批，直接1500ms跑过
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<iostream>
#define RI register int
#define CI const int&
using namespace std;
const int N=305,mod=998244353;
char s[N]; int n,m,t,lim,a[N],f[N<<1][N][N<<1],ans; //f[x][y][z]: x turns; position y; delta z
inline void inc(int& x,CI y)
{
if ((x+=y)>=mod) x-=mod;
}
int main()
{
RI i,j,k,p; for (scanf("%s%d",s+1,&t),n=strlen(s+1),m=i=1;i<=n;++i)
if (s[i]=='0') ++m; else ++a[m]; if (!a[m]) --m;
f[0][0][0]=1; lim=(min(t,n)<<1);
for (j=0;j<m;++j) for (i=0;i<=lim;++i) for (k=0;k<=n;++k) if (f[i][j][k])
{
inc(f[i][j+1][k],f[i][j][k]); //do nothing
for (p=1;i+p<=lim;++p) inc(f[i+p][j+1][k+p],f[i][j][k]); //addition
for (p=1;p<=min(k,a[j+1])&&i+p<=lim;++p) inc(f[i+p][j+1][k-p],f[i][j][k]); //subtraction
}
for (i=0;i<=(min(t,n)<<1);++i) inc(ans,f[i][m][0]);
return printf("%d",ans),0;
}
D - Secret Passage
该开始推的DP忘记判状态是否合法了，直接GG
首先我们发现可以把操作倒过来，考虑一个串$T$变回$S$的过程，每次选一个之前的字符扔到最前面，并且生成一个新的字符
考虑哪些字符会被扔到前面去，考虑从后往前匹配，显然是要删除尽量少的字符满足剩下的是$S$的后缀
那么我们可以得出一个状态，$f_{i,j,k}$表示长度为$i$的串去匹配$S$的后缀，有$j$个$0$，$k$个$1$要扔到前面去的方案数
DP的转移非常简单，考虑这个位置要么相同（不扔）要么不同（扔）$O(1)$转移即可
但是我们仔细一想我们这样得到的状态无法得知哪些$0/1$串能被生成，因此我们考虑设状态$vis_{i,j,k}$表示以上的状态能否生成原串，只不过要从前往后考虑，能否给后面的字符插入$0$和$1$
转移的情况有四种，忽略或者和之后的一个配对（因为都可以保留），或者和之前凑好的$0/1$配对
最后累加上$vis_{i,j,k}=1$的$f_{i,j,k}$即可
#include<cstdio>
#include<cstring>
#define RI register int
#define CI const int&
using namespace std;
const int N=305,mod=998244353;
char s[N]; int n,f[N][N][N],ans; bool vis[N][N][N]; // f[i][j][k]: length i; j 0s to add; k 1s to add
inline void inc(int& x,CI y)
{
if ((x+=y)>=mod) x-=mod;
}
int main()
{
RI i,j,k; scanf("%s",s+1); n=strlen(s+1); s[0]='2';
for (f[0][0][0]=1,i=0;i<n;++i) for (j=0;j<=i;++j)
for (k=0;j+k<=i;++k) if (f[i][j][k])
{
int c=s[n-(i-j-k)]-'0'; inc(f[i+1][j][k],f[i][j][k]);
if (c) inc(f[i+1][j+1][k],f[i][j][k]); else inc(f[i+1][j][k+1],f[i][j][k]);
}
for (vis[0][0][0]=vis[n][0][0]=1,i=n-1;i;--i)
for (j=0;j<=i;++j) for (k=0;j+k<=i;++k)
{
int c1=s[n-(i-j-k)]-'0',c2=s[n-(i-j-k)-1]-'0',t[3]; t[2]=0;
if (t[0]=j,t[1]=k,++t[0],t[c1])
{
if (--t[c1],t[c2]&&(c1==0||c2==0)) --t[c2];
}
vis[i][j][k]|=vis[i+1][t[0]][t[1]];
if (t[0]=j,t[1]=k,++t[1],t[c1])
{
if (--t[c1],t[c2]&&(c1==1||c2==1)) --t[c2];
}
vis[i][j][k]|=vis[i+1][t[0]][t[1]];
}
for (i=1;i<=n;++i) for (j=0;j<=i;++j) for (k=0;j+k<=i;++k)
if (vis[i][j][k]) inc(ans,f[i][j][k]); return printf("%d",ans),0;
}
E - Permutation Cover
首先我们考虑判掉无解的情况，考虑如果有两个元素$x,y$，满足$a_x>2 imes a_y$，那么显然存在某个$x$，$x$距离排列左右边界不存在$y$
因此我们可以找出排列中的最大值和最小值进行无解的判断
考虑有了这个性质之后怎么构造答案，由于字典序最小显然可以贪心增量，考虑现在的序列为$P$，满足$P$是某个排列的前缀
容易发现我们可以记录$b_i$表示每个数剩下多少，考虑什么情况才满足条件：
- 设$x,y$分别为$b_i$的$max$和$min$，要求满足$xle 2 imes y+1$（这里可以加$1$是因为左边界的条件被改变了）
- 若$x=2 imes y+1$，则要求$P$结尾$K$个元素构成的排列满足所有$b_i=x$的元素都在$b_i=y$的元素之前（画图理解一下，证明和上面类似）
由于此时我们需要$P$时刻满足题意，因此无法一个一个的加入元素，而我们每次可以枚举加入$i$元素，将$P$结尾的$K-i$个元素和这$i$个构成排列，然后贪心得到字典序最小的增量即可
由于每次贪心的复杂度是$O(K)$的，总复杂度就是$O(K2 imes sum_ K a_i)$
#include<cstdio>
#include<vector>
#include<algorithm>
#include<cstring>
#define RI register int
#define CI const int&
#define pb push_back
using namespace std;
const int N=1005,K=105;
using namespace std;
int k,n,a[K],b[K],ans[N]; vector <int> q[K]; bool vis[K];
inline bool cmp(vector <int> A,vector <int> B)
{
for (RI i=0;i<A.size()&&i<B.size();++i)
if (A[i]!=B[i]) return A[i]<B[i]; return A.size()<B.size();
}
inline void fail(vector <int>& v)
{
for (RI i=1;i<=k;++i) v.pb(k+1);
}
inline void solve(CI st,CI num,vector <int>& res)
{
res.clear(); memset(vis,0,sizeof(vis)); memcpy(b,a,sizeof(b));
RI i; for (i=1;i+num<=k;++i) vis[ans[st-i]]=1;
for (i=1;i<=k;++i) if (!vis[i])
{
if (b[i]) --b[i]; else return fail(res);
}
int x=*max_element(b+1,b+k+1),y=*min_element(b+1,b+k+1);
if (x>2*y+1) return fail(res); vector <int> A,B,C; //A:b[i]=x; B:b[i]=y; C:otherwise
if (x==2*y+1)
{
bool exist=0; for (i=1;i+num<=k;++i)
if (b[ans[st-i]]==x) exist=1; else if (b[ans[st-i]]==y&&exist) return fail(res);
for (i=k;i;--i) if (!vis[i])
{
if (b[i]==x) A.pb(i); else if (b[i]==y) B.pb(i); else C.pb(i);
}
} else for (i=k;i;--i) if (!vis[i]) C.pb(i);
for (i=1;i<=num;++i) if (A.size())
{
int x=C.size()?C.back():k+1; if (A.back()<x) res.pb(A.back()),A.pop_back();
else res.pb(x),C.pop_back();
} else
{
int x=B.size()?B.back():k+1,y=C.size()?C.back():k+1;
if (x<y) res.pb(x),B.pop_back(); else res.pb(y),C.pop_back();
}
}
int main()
{
RI i,j; for (scanf("%d",&k),i=1;i<=k;++i) scanf("%d",&a[i]),n+=a[i];
if (*max_element(a+1,a+k+1)>2*(*min_element(a+1,a+k+1))) return puts("-1"),0;
int num; for (i=1;i<=n;i+=q[num].size())
{
if (i==1) solve(i,k,q[num=1]); else
{
for (j=1;j<=k;++j) solve(i,j,q[j]); num=1;
for (j=2;j<=k;++j) if (cmp(q[j],q[num])) num=j;
}
for (j=0;j<q[num].size();++j) ans[i+j]=q[num][j],--a[q[num][j]];
}
for (i=1;i<=n;++i) printf("%d ",ans[i]); return 0;
}
Postscript
不知不觉打了挺多AGC的说，感觉现在稍微有一点脑子了