−目次

AtCoder Beginner Contest 217 G,H問題メモ
- G - Groups
  - 問題
  - 解法
- H - Snuketoon
  - 問題
  - 解法
  - 発展

AtCoder Beginner Contest 217 G,H問題メモ

AtCoder Beginner Contest 217

G - Groups

問題

$1～N$ の番号が付いた人を空でない $k$ 個のグループに分ける
このとき、番号を $M$ で割ったあまりが等しい人は同じグループになってはいけない
$k=1～N$ のそれぞれについて、分け方の個数を $\mod{998244353}$ で求めよ
$2 \le M \le N \le 5000$

解法

同じグループになってはいけない人々の集合を、「不仲組」と呼ぶことにする。

不仲組は、 $k$ がいくつの時でも $N,M$ だけで決まっている。

$N$ を $M$ で割った商とあまりを $d,m$ として、

① $d+1$ 人からなる不仲組が $m$ 組
② $d$ 人からなる不仲組が $M-m$ 組

N = 17   M = 4
不仲組1  1  5  9 13 17    d=4  m=1
不仲組2  2  6 10 14       5人の不仲組が1組
不仲組3  3  7 11 15       4人の不仲組が3組
不仲組4  4  8 12 16

不仲組毎に分け方を決めていく。
各不仲組のグループの分け方は他の不仲組に影響しないので、独立に決められる。

「ちょうど $k$ 個」は考えづらいので、「 $k$ 個以下」のグループに分ける方法の個数を考える。

あらかじめ区別できる箱が $k$ 個並んでいて、そこに番号のついたボールを入れていくとすると、

① $k$ 個の箱に $d+1$ 個のボールを被らないように入れることを $m$ 回繰り返す… $({}_kP_{d+1})^m$
② $k$ 個の箱に $d$ 個のボールを被らないように入れることを $M-m$ 回繰り返す… $({}_kP_{d})^{M-m}$

この積が、全体を $k$ 個以下の箱に分ける方法の個数である。

ここから重複を除き、ちょうど $k$ 個の場合を求める。以下の2つが余計に数えられている。

$k$ 個をフルに使っていないもの
箱を並べ替えたら同じになるもの

$k$ 個のうち、 $l$ 個（ $1 \le l \lt k$ ）しか使っていないものを考える。「ちょうど $l$ 個」の答え $Ans_l$ は既に求まっているとする。

$k$ 個の箱のどれをどの順に $l$ 個に対応づけるかで ${}_kP_l$ 通りなので、 $l$ 個しか使っていないものは ${}_kP_l \times Ans_l$ 通りとなる。
$l=1～k-1$ まで走査して除外する。

残りは、 $k$ 個をフルに使っているが箱を並べ替えたら同じになるものなので、 $k!$ で割ればよい。

計算量は $O(N^2)$ となる。

Python3

$O(N \log{N})$ 解法

重複を除く部分は包除原理を適用することでも可能。

先ほどの「区別できる $k$ 個の箱に、空の箱を許して配る方法の個数」を $g(k)$ とする。
また、「区別できる“ちょうど” $k$ 個の箱に配る方法の個数」を $h(k)$ とする。
すると、求めたい答え $f(k)=\frac{h(k)}{k!}$ となる。

「 $k$ 個の箱のうち、少なくとも $i$ 個が空である状態」という風に考えて包除原理を適用すると、「 $g(k-i)$ に対して新たに空の箱を $i$ 個追加して $k$ 個にするパターン」を引いたり足したりすればいいので、

$h(k)=g(k) - g(k-1) {}_kC_{1} + g(k-2) {}_kC_{2} - ... g(0) {}_kC_{k}$
$\displaystyle h(k)=\sum_{i=0}^{k} (-1)^i g(k-i) {}_kC_{i}$

これを変形すると、

$\displaystyle h(k)=\sum_{i+j=k} (-1)^i g(j) {}_kC_{i}$
$\displaystyle h(k)=\sum_{i+j=k} (-1)^i g(j) \frac{k!}{i!j!}$
$\displaystyle h(k)=k! \sum_{i+j=k} \frac{(-1)^i}{i!} \frac{g(j)}{j!}$
$\displaystyle f(k)=\sum_{i+j=k} \frac{(-1)^i}{i!} \frac{g(j)}{j!}$

となり、畳み込みに適した形となる。これで $O(N \log{N})$ で計算できる。

H - Snuketoon

問題

すぬけ君は時刻 $0$ に、無限に続く数直線上の座標 $0$ にいる
すぬけ君は速さ1以下で数直線上を動ける
今から $N$ 回、左右の無限遠から水鉄砲が発射され、位置によってはダメージを負う
$i$ 回目の発射
- 時刻 $T_i$
- 左右どちらから発車されるか $D_i$
- どこまで届くか $X_i$
  - 左からの場合、すぬけ君が $X_i$ より左の座標 $p$ にいたら $|X_i-p|$ のダメージ
  - 右からの場合、すぬけ君が $X_i$ より右の座標 $p$ にいたら $|X_i-p|$ のダメージ
すぬけ君が負うダメージの最小値を求めよ
$1 \le N \le 2 \times 10^5$
$1 \le T_i \le 10^9$ で、互いに相異なる

解法

slope trickという手法を用いる。
名前は聞き馴染みが無かったが、図で考えると発想は理解しやすい。

公式editorialにもある通り、日本語資料としては以下の記事が図入りでわかりやすい。

slope trick (1) 解説編 | maspyのHP

愚直には以下のDPを考えたくなる。（実際にはこの形では実装しない。 $x$ の範囲がでかすぎるし）

$DP[t][x]=$ 時刻 $t$ に座標 $x$ にいるときの最小コスト

どの $t$ の時点でも、 $f(x)=DP[t][x]$ は「傾きが単調増加で、必ず整数」の形となる。
このように区間毎に直線に分割される関数を「区分線形関数」と称する。

傾き -3   -2  -1  0   1   4
       \                    /
        \                  /
         ＼               /
           ＼            /
             ~~--,__.--~~
    ----|---|----|--|----|-----
        2   5    8  10  12

「傾きが単調増加で全て整数な区分線形関数 $f(x)$ 」は、以下の3つの情報を持っておけば復元できる。

$f(x)$ の最小値
正の傾きの屈曲点の優先度付きキュー [ 10 12 12 12]
負の傾きの屈曲点の優先度付きキュー [ 2 5 8]

傾きが1増加する点を「屈曲点」と呼ぶことにする。
傾き $1→4$ のように一足飛びで変化する点は、複数の屈曲点が重なっていると見做す。

この3つを管理することで、 $f(x)$ を更新していく。

更新操作

主に以下の2つの方法となる。

次に水鉄砲が撃たれるまで移動する分の更新
水鉄砲が撃たれた分の更新

移動による更新

移動は、次に水鉄砲が撃たれるまでの時刻を $\Delta t$ として、最小値を中心に正負それぞれ $\Delta t$ だけ広げた形となる。

Δt = 3
       \                          /
        \                        /
         ＼                     /
           ＼                  /
             ~~--,________.--~~
    ----|---|----|--------|----|-----
       -1   2    5       13   15

[ 10 12 12 12] → [ 13 15 15 15]
[ 2 5 8] → [ -1 2 5]

キュー内の値全体に $\Delta t, -\Delta t$ が足される。
本当に全要素に加算すると時間かかるので、実際には外部でオフセットとして持っておく。

水鉄砲による更新

水鉄砲で受けるダメージは、以下のいずれかのように単純な関数の足し合わせとなる。

$f(x)$ に $g(x)=\max(0, a-x)$ を足す
- ある $x=a$ までは傾き $-1$ の直線で、そこから $0$ という形 ＼＿＿ をしている
$f(x)$ に $g(x)=\max(0, x-a)$ を足す
- ある $x=a$ までは $0$ で、そこから傾き $1$ の直線という形 ＿＿／ をしている

$a=X_i$ と、傾きが0の区間（負の屈曲点キューの最大値～正の屈曲点キューの最小値）の位置関係によって場合分けする。詳細は冒頭の解説記事参照。

主に以下の操作で更新が可能となる。

正または負の屈曲点キュー（位置関係によって決まる）に、 $a$ を追加する
最小値の区間が変化する場合、
- 正から負の屈曲点キューへ（またはその逆へ）、先頭の要素を1つだけ移す
- 最小値を更新する

傾き1や-1の関数を足すという操作では最小値をとる区間は高々1つしかズレないため、屈曲点キュー間のやりとりも高々1回で済む、というのがポイント。

更新が1回 $O(\log{N})$ でできるため、全体で $O(N\log{N})$ となる。

初期状態

この問題では初期状態は必ず座標0からスタートする制約がある。

一般的なslope trickでは $f(x)=0$ からスタートするため、たとえば $t=1$ に座標 $10^9$ 未満に水鉄砲が撃たれても「はじめ $10^9$ にいたことにすればいいじゃん」みたいになりコストが狂ってしまう。

これは、以下の2つの方法で回避できる。

初期状態の工夫

初期状態を、傾き0の区間が $[0,0]$ であり、両端の傾きが∞であると見做せばよい。

「傾き∞」を表現するには屈曲点キューに大量の $0$ を入れておけばよい。
今回の場合、最低限、更新回数である $N$ 個の $0$ を両方のキューに入れておけばよい。

または、答えが狂うのは正のキューから（真値からオフセットが引かれた後での）正の値が取り出されたり、負のキューから負の値が取り出されたときなので、更新時にそれが発生した場合は取り出さずに0として扱う、としてもよい。

逆順

最後にはどこに居てもいいので、クエリを逆順に処理する。

最終的に $f(0)$ の値が答えとなる。
$f(0)$ を求めるのは $O(N)$ でできる。（キューから値を1個ずつ取り出して、傾き×区間長を足していけばいい）