LeetCode,第377场周赛,个人题解

2023-12-24 15:46:17

目录

100148.最小数字游戏

题目描述

思路分析

代码详解

100169.移除栅栏得到的正方形田地的最大面积

题目描述

思路分析

代码详解

100156.转换字符串的最小成本I

题目描述

思路分析

代码详解

100158.转换字符串的最小成本II

题目描述

思路分析

代码详解


100148.最小数字游戏

题目描述

你有一个下标从?0?开始、长度为?偶数?的整数数组?nums?,同时还有一个空数组?arr?。Alice 和 Bob 决定玩一个游戏,游戏中每一轮 Alice 和 Bob 都会各自执行一次操作。游戏规则如下:

  • 每一轮,Alice 先从?nums?中移除一个?最小?元素,然后 Bob 执行同样的操作。
  • 接着,Bob 会将移除的元素添加到数组?arr?中,然后 Alice 也执行同样的操作。
  • 游戏持续进行,直到?nums?变为空。

返回结果数组?arr?。

思路分析

小根堆直接模拟

代码详解

class Solution {
public:
    vector<int> numberGame(vector<int>& nums) {
        priority_queue<int,vector<int>,greater<int>> pq{nums.begin() , nums.end()};
        vector<int> ret;
        int x , y;
        while(pq.size())
        {
            y = pq.top();pq.pop();
            x = pq.top() , pq.pop();
            ret.push_back(x);
            ret.push_back(y);
        }
        return ret;
    }
};

100169.移除栅栏得到的正方形田地的最大面积

题目描述

有一个大型的?(m - 1) x (n - 1)?矩形田地,其两个对角分别是?(1, 1)?和?(m, n)?,田地内部有一些水平栅栏和垂直栅栏,分别由数组?hFences?和?vFences?给出。

水平栅栏为坐标?(hFences[i], 1)?到?(hFences[i], n),垂直栅栏为坐标?(1, vFences[i])?到?(m, vFences[i])?。

返回通过?移除?一些栅栏(可能不移除)所能形成的最大面积的?正方形?田地的面积,或者如果无法形成正方形田地则返回?-1

由于答案可能很大,所以请返回结果对?109 + 7?取余?后的值。

注意:田地外围两个水平栅栏(坐标?(1, 1)?到?(1, n)?和坐标?(m, 1)?到?(m, n)?)以及两个垂直栅栏(坐标?(1, 1)?到?(m, 1)?和坐标?(1, n)?到?(m, n)?)所包围。这些栅栏?不能?被移除。

思路分析

先对两个方向栅栏进行排序,然后哈希表记录所有水平可能间隔

枚举垂直可能间隔,如果已经在哈希表存在,则为可能答案,维护答案的最大值即可

代码详解

class Solution
{
public:
    const int MOD = 1e9 + 7;
    int maximizeSquareArea(int m, int n, vector<int> &hFences, vector<int> &vFences)
    {
        unordered_set<int> hash;
        hFences.emplace_back(m);
        vFences.emplace_back(n);
        sort(hFences.begin(),hFences.end());
        sort(vFences.begin(),vFences.end());

        int n1 = hFences.size(), n2 = vFences.size(), x, ans = 0;
        for (int i = 0; i < n1; i++)
        {
            x = hFences[i];
            hash.insert(x - 1);
            for (int j = i - 1; j >= 0; j--)
                hash.insert(x - hFences[j]);
        }
        for (int i = 0; i < n2; i++)
        {
            x = vFences[i];
            if (hash.count(x - 1))
                ans = max(ans, x - 1);
            for (int j = i - 1; j >= 0; j--)
                if (hash.count(x - vFences[j]))
                    ans = max(ans, x - vFences[j]);
        }
        return ans ? (((long long)ans * ans) % MOD) : -1;
    }
};

100156.转换字符串的最小成本I

题目描述

给你两个下标从?0?开始的字符串?source?和?target?,它们的长度均为?n?并且由?小写?英文字母组成。

另给你两个下标从?0?开始的字符数组?original?和?changed?,以及一个整数数组?cost?,其中?cost[i]?代表将字符?original[i]?更改为字符?changed[i]?的成本。

你从字符串?source?开始。在一次操作中,如果?存在?任意?下标?j?满足?cost[j] == z? 、original[j] == x?以及?changed[j] == y?。你就可以选择字符串中的一个字符?x?并以?z?的成本将其更改为字符?y?。

返回将字符串?source?转换为字符串?target?所需的?最小?成本。如果不可能完成转换,则返回?-1?。

注意,可能存在下标?i?、j?使得?original[j] == original[i]?且?changed[j] == changed[i]?。

思路分析

可以直接转换的字符之间可以建立一条有向边,那么我们可以预处理一张有向图,然后跑一边floyd,比对原字符串和目标字符串,如果相同则不做处理

如果不同且有路,那么答案加上路径长度

如果不同且没路,那么就直接返回-1

代码详解

class Solution
{
public:
    long long minimumCost(string source, string target, vector<char> &original, vector<char> &changed, vector<int> &cost)
    {
        long long ret = 0;
        int n = original.size();
        vector<vector<int>> minc(26 , vector<int>(26,INT_MAX));
        for (int i = 0; i < n; i++)
            minc[original[i] - 'a'][changed[i] - 'a'] = min(minc[original[i] - 'a'][changed[i] - 'a'],cost[i]);
        for (int k = 0; k < 26; k++)
            for (int i = 0; i < 26; i++)
                for (int j = 0; j < 26; j++)
                    if (minc[i][j] - minc[i][k] > minc[k][j])
                        minc[i][j] = minc[i][k] + minc[k][j];
        for (int i = 0, len = source.size(); i < len; i++)
            if (source[i] == target[i])
                continue;
            else
            {
                if (minc[source[i] - 'a'][target[i] - 'a'] == INT_MAX)
                    return -1;
                ret += minc[source[i] - 'a'][target[i] - 'a'];
            }
        return ret;
    }
};

100158.转换字符串的最小成本II
?

题目描述

给你两个下标从?0?开始的字符串?source?和?target?,它们的长度均为?n?并且由?小写?英文字母组成。

另给你两个下标从?0?开始的字符串数组?original?和?changed?,以及一个整数数组?cost?,其中?cost[i]?代表将字符串?original[i]?更改为字符串?changed[i]?的成本。

你从字符串?source?开始。在一次操作中,如果?存在?任意?下标?j?满足?cost[j] == z? 、original[j] == x?以及?changed[j] == y?,你就可以选择字符串中的?子串?x?并以?z?的成本将其更改为?y?。 你可以执行?任意数量?的操作,但是任两次操作必须满足?以下两个?条件?之一?:

  • 在两次操作中选择的子串分别是?source[a..b]?和?source[c..d]?,满足?b < c???d < a?。换句话说,两次操作中选择的下标?不相交?
  • 在两次操作中选择的子串分别是?source[a..b]?和?source[c..d]?,满足?a == c??b == d?。换句话说,两次操作中选择的下标?相同?

返回将字符串?source?转换为字符串?target?所需的?最小?成本。如果不可能完成转换,则返回?-1?。

注意,可能存在下标?i?、j?使得?original[j] == original[i]?且?changed[j] == changed[i]?。

思路分析

和上一道题类似的思路,上一题对字符建图,这道题对字符串建图

关键在于如何快速获取字符串,可以选择字符哈希,这里我用的字典树,不过比赛的时候被卡常了,赛后加了个关闭输入输出同步然后过了

具体就是把可转换字符串都插入到字典树,对应单词结尾的字典树节点编号是可以作为字符串的映射的,为了跑floyd就把字典树节点编号再离散化一下

这样得到了最多200个节点的图,完全可以跑floyd

然后对于熟悉这种字符串转换的很容易想到动态规划进一步处理

我们规定dp[i]为下标i 到 n - 1转换成本

然后我们找从下标i开始的可转换子串,结束下标为j,那么dp[i] = min(dp[i] , dp[j + 1] + dist[][])

那么如果source[i] == target[i] ,dp[i]初始化为dp[i + 1]

之所以倒序dp是因为用了字典树存储

代码详解

class Solution
{
public:
    Solution(){
    ios::sync_with_stdio(false);
    cin.tie(nullptr), cout.tie(nullptr);
    }
    int nodes[200010][26], id[200010] , idx;
    long long inf = 0x3f3f3f3f3f3f3f3f;
    int insert(const string &s)
    {
        int cur = 0;
        for (char c : s)
        {
            if (nodes[cur][c - 'a'] == -1)
                nodes[cur][c - 'a'] = idx++;

            cur = nodes[cur][c - 'a'];
        }
        return cur;
    };
    long long minimumCost(string source, string target, vector<string> &original, vector<string> &changed, vector<int> &cost)
    {
        int n = original.size() * 2, x, y;
        long long d[n][n];
        memset(d, 0x3f, sizeof(d));
        memset(id, -1, sizeof(id));
        memset(nodes, -1, sizeof(nodes));
        idx = 1;

        int tot = 0;
        for (int i = 0; i < original.size(); ++i)
        {
            x = insert(original[i]), y = insert(changed[i]);
            if(id[x] == -1) id[x] = tot++;
            if(id[y] == -1) id[y] = tot++;
            x = id[x] , y = id[y];
            d[x][y] = min(d[x][y], (long long)cost[i]);
        }

        for (int k = 0; k < tot; ++k)
            for (int i = 0; i < tot; ++i)
                for (int j = 0; j < tot; ++j)
                    if (d[i][j] - d[i][k] > d[k][j])
                        d[i][j] = min(d[i][j], d[i][k] + d[k][j]);

        n = source.size();
        vector<long long> dp(n + 1, inf);
        dp[n] = 0;
        for (int i = n - 1; i >= 0; i--)
        {
            if (source[i] == target[i])
                dp[i] = dp[i+1];
            x = y = 0;
            for(int j = i ; j < n ; j++)
            {
                x = nodes[x][source[j]-'a'],y = nodes[y][target[j]-'a'];
                if(y==-1||x==-1) break;
                if(id[x]==-1||id[y]==-1) continue;
                dp[i] = min(dp[i] , dp[j+1] + d[id[x]][id[y]]);
            }
        }
        return dp[0] == inf ? -1 : dp[0];
    }
};

文章来源:https://blog.csdn.net/EQUINOX1/article/details/135181623
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