給你乙個長度為
n 的序列
a，每次操作可以讓其中乙個數字減1，最多能進行
m 次操作，問要使得存在某個ai
=0的話，max
的最小值是多少
我們可以二分答案，此問題變為判定性問題：問要使得存在某個ai
=0的話，
max 是否可以小於等於mi
d 我們首先要操作幾次，讓整個序列滿足
max 小於等於mi
d 。首先從左到右掃，若出現ai
−ai−
1>mi
d 的情況，ai
就要減去一部分。顯然這樣做之後，就能滿足
max≤mi
d 。然後從右到左掃，若出現ai
−ai+
1>mi
d 的情況，ai
就要減去一部分。顯然這樣做之後，就能滿足
max≤mi
d 。兩次操作後，就能滿足
max≤mi
d 然後我們就需要讓乙個ai
變成0了，某個ai
變成0之後，ai
附近會有連續的一段元素的數字大小都要減少，這個大概yy下可以想得到。記這段區間為[l
i,ri
] ，li
顯然應該滿足：∀j
,aj≤
(i−j
)mid
，ri 也差不多。這個感覺也比較容易想出來，[l
i,ri
] 區間內的所有元素的數字大小都得減少，這個大家自己腦補下吧，我感覺有點難講清楚。。。
這樣，每次都重新找[l
i,ri
] ，總的複雜度是o(
n2lo
gn) 。
但是可以發現，隨著
i 的增加，li
顯然是單調遞增的，隨著
i 的減小，ri
也顯然是單調遞減的，這樣我們可以o(
n)預處理出[l
i,ri
] ，總的複雜度是o(
nlog
n)。
#include
#include
#include
#include
#include
#define maxn 1100000
using
namespace
std;
typedef
long
long
int ll;
int n,a[maxn],b[maxn];
int l[maxn],r[maxn],pos;
ll sum[maxn],m;
bool check(ll limit) //判斷max|}<=limit是否可能
for(int i=n-1;i>=1;i--)
if(b[i]-b[i+1]>limit)
if(cost>m) return
false;
for(int i=1;i<=n;i++)
sum[i]=sum[i-1]+b[i];
for(int i=1,j=1;i<=n;i++) //求l
for(int i=n,j=n;i>=1;i--) //求r
for(int i=1;i<=n;i++)
}return
false;
}int main()
else lowerbound=mid+1;
}check(ans);
printf("%d %d\n",pos,ans);
return
0;}
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