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A, B가 $10^{16}$까지 이므로 $O(logn)$에 해결해야 한다.$O(n)$은 무조건 시간초과. 풀이 과정2진수에 나타나는 1의 개수를 구해보면 패턴을 찾을 수 있다.1{1}, 2~3{1, 2}, 4~7{1, 2, 2, 3}, 8~15{1, 2, 2, 3, 2, 3, 3, 4} 까지만 봐도 패턴이 보인다.d[i] = $2^i$ ~ $2^{i+1}-1$에서 1의 개수라고 했을 때 점화식은 $d[i]=d[i-1]*2+2^{i-1}$로 구할 수 있으며 이를 각 구역으로 봤을 때, 각 구역별로 절반씩 나눠보면 똑같은 패턴인 것이 확인된다.8~15{1, 2, 2, 3, 2, 3, 3, 4}를 반으로 나누면 8~11{1, 2, 2, 3}, 12~15{2, 3, 3, 4}로 나눠지고 반으로 나눈 right ..

stack, vector를 사용해서 문제를 적절히 구현하면 되는 자료구조 문제(((A+B)))같은 식은 안 나올 줄 알고 처리를 안 해놨다가 런타임 에러 받자마자 직감하고 처리해 줬다.중위 표기식에 괄호 씌우기*, / 먼저 찾아서 수식의 위치를 make_pen 함수에 매개변수로 보낸다.+, - 도 찾아서 똑같이 make_pen 함수를 돌려준다.make_pen()은 찾은 수식의 위치를 매개변수로 받아 좌, 우로 식을 찾는다. 식은 알파벳 하나 또는 괄호로 이루어진 식으로 좌, 우의 식에 양 옆에 괄호가 이미 있다면 return, 한쪽이라도 괄호가 없다면 괄호를 삽입한다.수식과 대응되는 괄호 찾아 후위 표기식으로 만들기'('는 st_op 스택에 위치를 저장알파벳은 pass수식은 st_cal에 마찬가지로 위치..

문제를 읽고 생각해 보면 greedy 문제라는 것은 쉽게 알 수 있다. 하지만 매번 gi~1까지 빈 출구를 찾으면서 greedy 하게 도킹하게 되면 G, P  풀이 과정분리 집합을 사용하여 그리디하게 출구들을 도킹시키면 $O(N)$만에 풀 수 있다. 도킹이 끝난 출구들이 연결되어 있을 때 한 집합으로 보고 연결해 준다.i번 출구를 도킹시켰을 때, i-1 출구가 비어있으면 새로운 집합(i-1이 도킹할 수 있는 가장 큰 번호의 출구인 집합)을 만들어준다.i-1 출구가 비어있지 않다면, i-1 출구의 집합에 포함시킨다.1번 출구가 포함된 집합은 더 이상 포함될 집합(i-1이 0이기 때문)이 없기 때문에 1번 출구에 -1을 저장해 주고, union_find에서 이미 도킹된 1번 출구까지 내려오게 된다면 -1을 ..

BFS로 풀 수 있는 간단한 문제greedy 방식이 왜 항상 최적의 값을 찾을 수 없는지 알려주기 좋은 문제같다. #include#include#includeusing namespace std;int d[101], vi[101];queue> que;int f(int cur, int c) { for (int i = 1; i pa = que.front(); que.pop(); if (pa.first == 100) { printf("%d\n", pa.second); break; } f(pa.first, pa.second); } return 0;}

조합론이 기본이 되는 문제로 계산식 발상에 좀 애먹은 문제결론적으로 메뉴들을 맵기 순으로 정렬하면, 메뉴마다 가장 높은 수치, 낮은 수치일 경우의 수가 정해져 있으므로 각각의 메뉴마다 경우의 수를 조합론으로 구해 계산해주면 된다. 풀이과정한 메뉴가 포함되는 조합의 수는 총 $2^{n-1}-1$가지이다.하지만 스코빌 수치가 이용되는 경우만 따지면 되기 때문에 i번째 메뉴가 가장 높은 스코빌 수치일 때와 가장 낮을 때만 구해주면 된다. 식으로 나타내면 다음과 같다. (i가 0~n-1일 때)가장 높은 스코빌 수치일 경우 >> $2^i-1$가장 낮은 스코빌 수치일 경우 >> $2^{n-i-1}-1$i번째 메뉴보다 높거나 낮은 스코빌을 선택할 때 모두 선택하지 않은 경우의 수가 있기 때문에 -1을 해줌 $2^n$..