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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 $2^n$..

비트마스킹을 활용한 dp 문제, 근데 이제 큰 수 % k를 곁들인 .. 시행 착오 vector > dp[][]로 선언을 하여 dp[i][j] = i개의 원소를 합쳤을 때, 마지막 원소에 j번째 원소를 삽입한 pair(first = 지금까지 삽입한 원소들의 비트마스킹, second = k로 나눈 나머지)를 삽입하는 것으로 점화식을 짰다.이 후에 말도 안 되는 메모리 초과를 보여주며 전처리 및 메모리도 줄인 후 진행했는데 여전히 답이 안 보였다. 해결 방안갈아엎었다. 점화식부터 다시 구상하니 dp[i][j] = 지금까지 사용한 원소를 마스킹한 값이 i, 나머지가 j인 수열의 갯수 로 풀 수 있었다.전처리 및 dp에 각각 하나씩 사용한 경우의 수 저장ten_mod에 10^l 들을 k로 나눈 나머지를 모두 구해..

누적 합과 이분 탐색으로 쉽게 풀 수 있는 문제lower_bound, upper_bound 오랜만에 직접 구현해보다가 결국 귀찮아서 라이브러리에 있는 거 썼다.. 풀이 과정누적 합으로 A, B 배열의 부 배열의 합이 될 수 있는 경우의 수를 모두 vector에 저장해준다. (최대 500500 경우의 수)둘 중 하나를 sort 해준다.upper_bound - lower_bound로 target(t - vec_a[i])이 몇 개나 있는 지 구해서 dap에 더해준다.dap은 int 범위를 넘을 수 있으므로 long이나 long long으로 처리해준다.못 찾았을 경우 up, lo 모두 end() 저장소의 위치를 가르키므로 예외처리 안 해줘도 0을 더한다. #include#include#includeusing n..