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Solution
利用线段树是很好想这一题的。
因为最远肯定是最大的。
/*
* 题意给出n个谷堆,每个谷堆有wi个谷子,
* 现在仅仅允许取出一个区间[i-j]使得max((sum[j]-sum[i-1])/p) && (sum[j]-sum[i-1])%p <= k;
* 首先预处理出前缀和,通过枚举区间的右端点j,然后就是找到一个离j最远的i使得满足(sum[j]-sum[i-1]) % p <= k
* 因为最远肯定是最大的。
* 找的最远的i的话利用权值线段树,权值线段树中下标是[0,p),值是数组的下标(如 i,j等)
* 设我们枚举了右端点j,x = sum[j] % p (sum[j] 是 前缀和) 那么我们需要 y = sum[i] 满足以下条件
* 如果 x >= k x-k<=y<=x
* 如果 x < k 则答案就是arr[i] - arr[0] 因为对于这个i已经满足了,最远的就是0
*/
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int maxn = 1e6+10;
const int inf = 0x3f3f3f3f;
struct SegTree {
int Min[maxn<<2];
void push_up(int rt) {
Min[rt] = min(Min[rt<<1],Min[rt<<1|1]);
}
void build(int l,int r,int rt) {
if(l == r) {
Min[rt] = inf;
return;
}
int mid = (l + r) >> 1;
build(l,mid,rt<<1);
build(mid+1,r,rt<<1|1);
push_up(rt);
}
void update(int pos,int val,int l,int r,int rt) {
if(l == r) {
if(val < Min[rt]) Min[rt] = val;
return;
}
int mid = (l + r) >> 1;
if(pos <= mid) update(pos,val,l,mid,rt<<1);
else update(pos,val,mid+1,r,rt<<1|1);
push_up(rt);
}
int query(int ql,int qr,int l,int r,int rt) {
if(ql == l && qr == r) return Min[rt];
int mid = (l + r)>>1;
if(qr <= mid) return query(ql,qr,l,mid,rt<<1);
if(ql > mid) return query(ql,qr,mid+1,r,rt<<1|1);
return min(query(ql,mid,l,mid,rt<<1),query(mid+1,qr,mid+1,r,rt<<1|1));
}
}seg;
int n,p,k;
ll arr[maxn];
int main()
{
int caset,t = 0;scanf("%d",&caset);
while(caset--) {
scanf("%d%d%d",&n,&p,&k);
seg.build(0,p-1,1);
arr[0] = 0;
for(int i=1;i<=n;i++) {
scanf("%lld",&arr[i]);
arr[i] += arr[i-1];
}
ll ans = -1;
for(int i=1;i<=n;i++) {
int l = (arr[i] % p),pos;
if(l > k) pos = seg.query(l-k,l,0,p-1,1);
else pos = 0;
if(pos != inf) ans = max(ans,(arr[i]-arr[pos])/p);
seg.update(l,i,0,p-1,1);
}
printf("Case %d: %lld\n",++t,ans);
}
return 0;
}