話說校內怎么又考試了QwQ，哎考就考吧（隨雞硬便啦）

考試的三個題分別都再洛谷上：

P1067 多項式輸出? 傳送門

P1068 分數線劃定? 傳送門

P1069 細胞分裂? ? ?傳送門

嗚嗚嗚~T1之前在洛谷上剛做了，當時就記得有好多坑來著，沒想到這次重蹈覆轍，哎，當時沒及時將這個題整理下來，導致了我的印象不深刻，然后這個題就白丟了40分。

這就告訴我們要及時整理好博客啦，OK，考后我們都要整理博客的，走起：

T1 多項式輸出

這個題真的是挺簡單的，難度是普及-，只是有好多坑的地方，我對此做出了以下需要注意的地方（其實很多就是題目中強調的）：

1.注意系數1和-1，我們不用輸出那個數字，輸出符合就好啦；

2.當x是1次方時，不需要輸出"x^1"；

3.最后的常數項若為0，不能輸出是+0或-0，所以需要單獨拿出來判斷；

應該就上面這三個比較坑的地方了吧QwQ，尤其是第一條，我的第一項沒有判斷1和-1的情況，直接WA了4個點；

題外話說完了，下面上代碼嘍：

#include<iostream> #include<cstdio> using namespace std; int read() //讀入優化 {char ch=getchar();int a=0,x=1;while(ch<'0'||ch>'9'){if(ch=='-') x=-x;ch=getchar();}while(ch>='0'&&ch<='9'){a=(a<<3)+(a<<1)+(ch-'0');ch=getchar();}return a*x; } int n,a[120]; //存每一項的系數 int main() {//freopen("poly.in","r",stdin);//freopen("poly.out","w",stdout);n=read();for(int i=n;i>=0;i--) a[i]=read(); //每一項的系數，倒著存更方便哦 if(a[n]==1) cout<<"x^"<<n; //這里單獨拿出來第一項的原因是解決符合的問題 else if(a[n]==-1) cout<<"-x^"<<n; //注意1和-1這兩個特殊的系數 else cout<<a[n]<<"x^"<<n; */ //不是1或-1那么就正常輸出 for(int i=n-1;i>=2;i--) {if(a[i]<0) {if(a[i]!=-1) cout<<a[i]<<"x^"<<i;//還是要注意-1的情況 else cout<<"-x^"<<i;}if(a[i]>0){if(a[i]!=1) cout<<"+"<<a[i]<<"x^"<<i;//注意1的情況 else cout<<"+x^"<<i;}} if(a[1]>0) //單獨處理倒數第二項 {if(a[1]==1) cout<<"+x"; //一再注意1 else cout<<"+"<<a[1]<<"x"; }if(a[1]<0) {if(a[1]==-1) cout<<"-x"; //二再注意-1 cout<<a[1]<<"x"; }if(a[0]>0) cout<<"+"<<a[0]; //單獨處理最后一項 if(a[0]<0) cout<<a[0];return 0; }

?

上面的T1毫無難度對不對，接下來看更簡單的QwQ：

T2? 分數線劃定

這個題也沒什么好講的，j竟然讓我上去講這個題，多么amazing的事，我就想問再看我博客的大佬們誰沒有AC這道題？

咳咳，簡單的說下思路吧：

1.輸入n，m，然后我們就順便把理想錄取人數求出來，就設enter=（int）m*1.5，這里轉個int就相當于向下取整了；其實我是不會告訴你我忘了是ceil還是floor了

2.按照分數排序，分數相同的編號小的靠前，這個寫個自定義排序即可；

3.排完序后，我們直接找到第enter個人的分數，然后一直往后找，直到找到一個分數不同的，那么實際錄取人數就是最后一個分數相同的人的下標；

#include<iostream> #include<cstdio> #include<algorithm> #include<cmath> using namespace std; int read() //讀入優化 {char ch=getchar();int a=0,x=1;while(ch<'0'||ch>'9'){if(ch=='-') x=-x;ch=getchar();}while(ch>='0'&&ch<='9'){a=(a<<3)+(a<<1)+(ch-'0');ch=getchar();}return a*x; } int n,m,enter; struct people {int id,point; }a[5001]; int cmp(people x,people y) //按照分數大小排序 {if(x.point!=y.point) return x.point>y.point; else return x.id<y.id; //分數相同那么編號小的優先 } int main() {//freopen("score.in","r",stdin);//freopen("score.out","w",stdout);n=read();m=read();enter=(int)(m*1.5); //理想進入面試的人數 for(int i=1;i<=n;i++){a[i].id=read(); //編號 a[i].point=read(); //分數 }sort(a+1,a+1+n,cmp); //按照分數從大到小排序 int q=enter+1; //q為實際進入面試的人數 while(a[q].point==a[enter].point) q++; //一直找分數相同的 q--; //這里不要忘了減一，不懂得同學模擬一遍就好啦 cout<<a[q].point<<" "<<q<<endl;for(int i=1;i<=q;i++) printf("%d %d\n",a[i].id,a[i].point); //輸出，好簡單啊 return 0; }

?

T3? 細胞分裂? ?-----小boss題

此題不會已放棄~~詳情請見ych or ybr or wz 這些rank1的神仙們的博客吧！

算了，現在還是強行口胡一下我的思路吧：

我們看這個數據：m1的范圍是30000以內，m2的范圍是10000以內，若我們直接求m1^m2……，暴的不堪設想；

那么我們就要換一種別的方法嘍，當然分解質因數可以，而且這個思路很好（詳情出門轉到ych的博客），但是我也說下我的思路啦：

首先我們將每種細胞單獨拿出來考慮，就設它是Si 吧，那么總有m1^m2 | Si^n ，這里這個n就是要求的最小時間；

然后我們可以考慮求出來m1與Si的最大公約數gcdd，因為想到這個gcdd在前面會被算個gcdd^m2，在后面又會被算個gcdd^n，覺得有點浪費（當時我真的這么想），就單獨將它摘出來吧；

有了最大公約數，我們就可以將m1^m2和Si^n轉化一下形式啦：

設m1=m*gcdd，Si=s*gcdd，那么（m*gcdd）^m2 | （s*gcdd）^n，也就是 （m^m2）*（gcdd^m2）| （s^n）*（gcdd^n）；

兩邊同除以（gcdd^m2）后得到：? m^m2 | （s^n）*[ gcdd^（n-m2）]；

我們繼續看左邊這個東東，它是不是很像原來我們一開始列出的式子：m1^m2 | Si^n? 與? m^m2 | （s^n）*[ gcdd^（n-m2） ]；

雖然只是有一點點像啦，但是這右邊差的有點大啊qwq，能不能化簡一下啦？

當然能！我們看一個定理：

若有兩個互質的數p，q，則一定存在p^n mod q^m ≠ 0（其實是gcd（p^n，q^m）=1） ，其實就是無論多少次方都不能整除！

草草證明一下吧：

∵p，q互質，∴p和q無任何相同的因子

又∵p^n 和 q^m只是改變了因子的指數，而并沒有增加或減少因子本身的數值

∴ 仍沒有相同的因子，即仍互質?

有了這個定理，我們就可以化簡右邊的一大堆式子了：

因為m和s是分別由m1和Si 同除以它們的最大公約數gcdd得到，那么m和s一定是互質的！（所有相同的因子都被除了，只剩下不相同的了）

那么也就是說，右邊的s^n無論如何都不能使m^m2 | s^n，答案只可能從上面的gcdd^（n-m2）中產生！所以我們完全可以舍棄s^n來化簡式子，那么式子就化簡成：

m^m2 | gcdd^（n-m2）? ?我們可以將（n-m2）看成一個整體，這樣就真的和我們一開始列出的式子很像了QwQ

所以我們還可以繼續進行我們剛剛執行的操作：找最大公約數！

恩，繼續找最大公約數：我們設gcddd=gcd（m，gcdd），則m=gcddd*_m，gcdd=gcddd*_gcdd （有點混，但是真的找不出來好變量名了，gcddd是最大公約數，_m是m除以最大公約數后剩下的數，_gcdd是gcdd除以最大公約數后剩下的數）；

還是剛剛那樣，用最大公約數將原先的m和gcdd表示出來：

m^m2 | gcdd^（n-m2）

=（gcddd*_m）^m2 | （gcddd*_gcdd）^（n-m2）

=gcddd^m2 *? _m^m2 | gcddd^（n-m2）*_gcdd^（n-m2）? ?然后我們還是把最大公約數那一項除到右邊來：

=_m^m2 | gcddd^（n-m2-m2）*_gcdd^（n-m2）

=_m^m2 | gcddd^（n-2 * m2）* _gcdd^（n-m2）

還是再套用上面的定理：? ∵_m與_gcdd互質，那么我們可以舍棄_gcdd^（n-m2）

那么式子又簡化為： _m^m2 | gcddd^（n-2 * m2）

然后我們還可以找最大公約數…………，有沒有發現其實這就是一個遞歸操作，那有沒有界限呢？

當然有！我們上述的操作其實就是一直將m1除以某個數，那么最后它一定會被除到1的！這樣一來，式子就成了：

1^m2 | …………，對沒錯，1^m2還是1，那么這個問題就被我們巧妙的轉化成了：

求最小的n，使得右邊那一堆式子是整數！（是不是很神奇啊！）

我們來一組詳細的數字來認真得體會上面的過程：

m1=96，m2=5

S1=36

那么我們先列出一個粗略的式子：

m1^m2 | S1^n（這個n和題目中的n不一樣，這個n就是我們要求的最短時間），代入數據就是：96^5 | 36 ^n

首先求出gcd（96，36）=12，然后將最大公約數代入原式：

（12*8）^5 | （12*3）^n = （12^5）*（8^5）| （12^n）*（3^n）,然后我們將最大公約數12那一項除到右邊：

8^5 | 12^（n-5）*（3^n），運用定理可知3^n不可能產生答案，我們可以舍棄它：

8^5 | 12^（n-5），我們繼續找到gcd（8,12）=4，并代入原式：

（4*2）^5 | （4*3）^（n-5）=4^5 * （2^5）| 4^（n-5）*[ 3^（n-5）]，將最大公約數4的那一項除到右邊：

2^5 | 4^（n-10）* [ 3^（n-5）]，運用定理可知3^（n-5）不可能產生答案，我們可以舍棄它：

2^5 | 4^（n-10），我們繼續找到gcd（2,4）=2，并代入原式：

（1*2）^5 | （2*2）^（n-10）=1^5 *（2^5）| 2^（n-10）* [ 2^（n-10）]，你是不是已經知道了？把最大公約數2那一項除過去：

1^5 | 2^（n-15）*2^[（n-10）]? = 1 | 2^（2n-25）

哇！我們將左邊的m1給搞成1了耶，接下來的任務不就是求最小的n使得2^（2n-25）是整數了嗎？

It is so easy！ 列出不等式 2^（2n-25）>=2^0，則2n-25>=0，解得最小的整數n=13，（其實我們不用列不等式的，就是求出10和15的平均數再向上取整！）

so我們接下來總結一下我們每一步的操作，方便總結規律然后寫代碼：

1.求出m1和Si的最大公約數gcd；

2.若gcd=1，說明這兩個數互質，則不可能有解，直接跳出；

3.將m1和Si用這個最大公約數表示出來，然后將左側的最大公約數除到右側去；

4.可以舍棄與左側互質的部分，其實也就是Si / gcd 后的數；

5.從第一步開始繼續重復上述操作，直到gcd=1或m1=1；

你會發現我們上述操作始終和m2沒啥事，但是它不可能是來打醬油的吧QwQ~

其實它和最后的答案n有關，我們再來找一下m2的規律：

接下來這個例子我們不再將m2帶進去了，這樣能更好的找到規律哦：

m1=32， m2? ，S1=56?

列出式子? m1^m2 | S1^n：

將m1，S1代入得：??32^m2 | 56^n；

第一大步操作：

1.求出gcd（32，56）=8；

2.gcd不為1，說明目前階段有解；

3.原式=（8*4）^m2 | （8*7）^n? ? ?------用最大公約數表示

= 8^m2 *（4^m2）| 8^n*（7^n）? ? ------拆括號

=4^m2 | 8^（n-m2）*（7^n）? ? ? ? ?------將最大公約數那一項除到右側

4.舍棄與4^m2互質的那一項：7^n，原式成為：4^m2 | 8^（n-m2）；

第二大步操作：

1.求出gcd（4，8）=4；

2.gcd不為1，說明目前階段有解；

3.原式=（4*1）^m2 | （4*2）^（n-m2）? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ------用最大公約數表示

= 4^m2 *（1^m2）| 4^（n-m2）*[ 2^（n-m2）]? ? ? ? ? ? ? ? ?------拆括號

=1^m2 | 4^（n-m2-m2）*[2^（n-m2）]? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ? ------將最大公約數那一項除到右側

=1 | 4^（n-2 * m2）*[ 2^（n-m2）]

4.左側我們已經除到1了，那么我們就跳出，分析答案產生；

不知道各位在剛剛的例子中有沒有發現有關m2的規律，來和我發現的規律對比一下哪個更好：

1.我們在第3步操作結束以后（就是將最大公約數那一項除過去后），右側最大公約數的那一項的指數都會減去m2是吧，如果我們單獨拿出來每一個大步（每一個循環）的話，我們可以發現：右側最大公約數那一項的指數它減去的m2的個數是和當前這是第幾大步是相同的（其實這個很好理解，我們每一個大步s的指數只減去1個m2，但是卻非常重要）；

我們可以來記錄進入了幾次循環來判斷右側最大公約數s那一項的指數減了幾個m2，在代碼中用 t 來記錄；

2.同時它后面的q那一項的指數減去的m2的個數是t-1；

3.我們可以根據m2來求解最后的答案；

4.一個不是關于m2的規律（實在不知道要往哪放但是沒有這個總結代碼可能看不懂）：

結合上面的例子，再感性理解一下，我們將左邊的最大公約數除到右邊后，左邊只剩下了m1 / gcd，而右邊呢？由于Si / gcd 后與m1 / gcd 互質，就被拋棄了QwQ~，所以右邊只剩下了最大公約數gcd，So進行下一大步操作的就是 m1 / gcd | gcd（這里省略了指數方便理解） ，也就是說：我們令m1=m1 / gcd，Si = gcd 就可以進行下一大步操作了；

講完了m2的規律后，我們就可以將上面的步驟轉化成代碼啦（其實很短）：

m=m1; //拷貝一份m1的值s=S[i]; //拷貝一份S[i]的值 flag=1; //判斷是否有解 t=0; //記錄最大公約數要減幾個m2 while(m!=1){gcdd=gcd(m,s); //第一小步，求最大公約數 if(gcdd==1) {flag=0;break;} //如果互質，那么肯定無解，直接跳出 m/=gcdd; //左邊剩下了m/gcdd q=s/gcdd; //q就是s除以gcdd后剩下的數 s=gcdd; //舍棄q后，右邊剩下了gcdd t++; //每進入一次循環，s的指數就要多減1個m2 }

下面就要動動腦筋仔細思考小細節了：

當然這個將m1除到1的過程是沒有鍋的吧，那么哪里還需要注意呢？

就是最后的求n的過程了！其實不知道小伙伴們有沒有看出來我前面的例子中求n總是很含糊（因為還沒講到這里鴨），所以我就要幫幫帶著疑惑看下來的小伙伴們仔細得考慮一下下：

假設我們已經分解到了最后一步，也就是m1已經被我們除到1了，那么右邊的式子我們就可以寫成：

s^（n - t * m2）*{ q^[ n - （t-1）*m2 ]? }? ? ------（這里s，q，t 的含義和上面代碼中的含義相同，還有這里表示指數用了上面總結的公式，不懂得小伙伴可以再回到上面看看）

那么無非有這3種情況：

1. s 與 q 互質，也就是gcd（s，q）=1，這時候n=t * m2；

Why？因為這時候我們要保證右邊那一坨式子最后算出來是個整數，而且這兩個數還是互質的，所以若有一個是分數的話，另外一個數無論多少次方都不會把它乘成整數的qwq，所以我們要保證這兩個數s和q的指數都要>=0，因為我們考慮到s的指數比q的指數多減了個m2，所以我們把s的指數搞成0的話，q的指數一定>0（顯然這時候指數為m2），所以我們只考慮將s的指數弄成0就好啦，顯然這時候n=t*m2；

2.gcdd是q的因數，也就是gcd（s，q）=gcdd，這時候n=ceil（（t+（t-1）*tot）*m2 / （tot+1）），tot是q內含s的個數；?

為什么還要把這種情況單獨考慮呢？如果我們像第一種情況只考慮s的指數的話，直接n=t*m2 ？NO！因為既然q是s的倍數，那么必然我們將q進行分解質因數的話，里面會有s（但是指數不同），那么我們將s進行合并的話，指數不再是n-t*m2了，那是多少呢？------取決于q里面含有多少個s！? ?

這是將q里面所有s全部分離出來的代碼：

while(q%s==0) //如果q里面含有s，分離出來 {tot++; //tot表示能分離出來多少個s q/=s; }

為了區分，我們將分離出來的s叫做 _s，很顯然 s 和 _s的指數不同是吧，那么我們考慮_s的指數是多少?

由于它是從q中分離出來的，那么顯然_s 和q的指數是相同的，看到上面q的指數是[ n-（t-1）*m2 ]，那么_s的指數也是[ n-（t-1）*m2 ]；

那么我們是不是可以將s 和 _s合并起來鴨？（底數相同不就可以合并嘛？）

合并后的s的指數就是 [ n-（t*m2） ]+{ tot * [n-（t-1）*m2] }? ?，簡單一記就是：1個s的指數+tot個_s的指數；

再想想哈~我們將q所有的 s都分解出來了，那么剩下的東東就和s互質了~ 所有這不就又變成了第一種情況了？

還是老樣子，我們只要使得s的指數為0就是解了。

所以我們要解這個方程：[ n-（t*m2） ]+{ tot * [n-（t-1）*m2] }? = 0

首先拆括號： n-t * m2 +?{ tot * [ n-（t * m2-m2）]? }

=n- t * m2 +?{ tot * （ n - t * m2 + m2） }

=n - t * m2 + tot *? n - t * m2 * tot + m2* tot

=0

我們將n放在左邊，m2放在右邊，于是我們得到：

n + tot * n = t *m2 +t *m2 *tot - m2 * tot

提取公因式：? （1+tot）* n =m2 *（t + t * tot -tot）

（1+tot） * n = m2 * [ t + tot *（t -1） ]

最后我們將n的系數化1，就得到了答案：?

n = m2 * [ t + tot *（t -1） ] /（1+tot）? ? ? ? ------這過程覺得夠詳細了，我就不信lz還看不懂

So這種情況的n我們也搞定了（哎，有沒有發現其實第一種情況就是tot=0的情況耶，我們完全可以將第一，二中情況合起來寫）

代碼如下：

while(q%s==0) //如果q里面含有s，分離出來 {tot++; //tot表示能分離出來多少個s，第一種情況就是tot=0的情況 q/=s; }if((t*m2+tot*(t-1)*m2)%(tot+1)==0) //我不知道為什么ceil出來的答案不對，只能自己模擬向上取整了 ans=(t*m2+tot*(t-1)*m2)/(tot+1); //沒余數說明正好整除 else ans=(t*m2+tot*(t-1)*m2)/(tot+1)+1;//如果有余數就要+1(這個1就是余數除成小數后再向上取整后得到的) minx=min(minx,ans); //題目要求整體最小時間

3.gcd（s，q）≠1，gcdd ；這是什么意思呢？就是當s和q既不互質，也不是倍數關系的時候；?

這種情況有什么魔力呢？你看如果我們用第二種情況的公式的話，顯然tot=0（q不是s的倍數），但是我們注意到gcd（s，q）≠ 1，那么說明它們還有公共部分！

顯然這個公共部分就是gcd（s，q），暫且記為 gc=gcd（s，q），所以我們要像第二種情況中的q分離s一樣，分別將 s 和 q 中的 gc 分離出來（逃 ；

分離的過程和上面幾乎一樣：

while(q%gc==0) //如果q中含有gc就分離 {totq++; //q中含有gc的個數 q/=gc;}while(s%gc==0) //如果s中含有gc就分離 {tots++; //s中含有gc的個數 s/=gc;}

So我們就從s中分離出了 tots個gc，從q中分離出了 totq 個gc，當然這兩部分 gc的指數是不同的；

其中 tots個gc的指數是和s的指數相同，均為 n - t * m2；totq 個gc 的指數是和q的指數相同，均為 n - （t -1）* m2 ；

然后我們將所有 gc 的指數合并（就是tots 個gc 和totq 個gc 的指數和）：

tots *（n - t * m2）+totq * [ n -（t-1）* m2 ]??

=tots * n - tots * t *m2 + totq * n - totq * m2 *（t-1）

我們已經把s 和 q的公共部分 gc全部都分離出來了，那么剩下的 （s / gc）和（q / gc）一定都與 gc 互質，這其實又轉化成了第一種情況；

所以我們只需要將 gc 的指數搞成0 就好了：

令 gc 的指數為0：

tots * n - tots * t *m2 + totq * n - totq * m2 *（t-1）=0? ??

tots * n + totq * n = tots * t * m2 + totq * m2 * （t-1）? ?-----將有關m2的項移到右邊

（tots + totq）* n= m2 * （tots * t + totq * （t-1））? ? ------提取公因式

n =??m2 * （tots * t + totq * （t-1））/ （tots + totq）? ?------n系數化1

所以這種情況的公式我們也推出來了，所以這個題我們就做完了QwQ~?

if((t*m2*tots+totq*(t-1)*m2)%(tots+totq)==0) //這種情況的公式，注意向上取整 ans=(t*m2*tots+totq*(t-1)*m2)/(tots+totq); else ans=(t*m2*tots+totq*(t-1)*m2)/(tots+totq)+1;

下面就是完整代碼啦：

#include<iostream> #include<cstdio> #include<algorithm> #include<cmath> using namespace std; int read() //讀入優化 {char ch=getchar();int a=0,x=1;while(ch<'0'||ch>'9'){if(ch=='-') x=-x;ch=getchar();}while(ch>='0'&&ch<='9'){a=(a<<3)+(a<<1)+(ch-'0');ch=getchar();}return a*x; } int n,m1,m2,minx,gcdd,m,s,q,t,flag,tot,ans,tots,totq; //t代表q能分解成多少個s int S[10001]; int gcd(int a,int b) //歐幾里得算法求最大公約數 {if(b==0) return a;else return gcd(b,a%b); } int main() {n=read();m1=read();m2=read();minx=1e9;if(m1==1) //這里一定要注意特判m1==1的情況，不然會TLE {cout<<0; //無需等待，因為任何數都是1的倍數 return 0;}for(int i=1;i<=n;i++) S[i]=read();for(int i=1;i<=n;i++) {tot=0;m=m1; //拷貝一份m1的值s=S[i]; //拷貝一份S[i]的值 flag=1; //判斷是否有解 t=0; //記錄最大公約數要減幾個m2 while(m!=1){gcdd=gcd(m,s); //第一小步，求最大公約數 if(gcdd==1) {flag=0;break;} //如果互質，那么肯定無解，直接跳出 m/=gcdd; //左邊剩下了m/gcdd q=s/gcdd; //q就是s除以gcdd后剩下的數 s=gcdd; //將q舍棄后，右邊只剩下了gcdd t++; //每進入一次循環，s的指數就要多減1個m2 } if(flag){int gc=gcd(q,s); //先求出gcd(q,s) if(gc!=1&&gc!=s) //單獨討論第三種情況 {totq=0;tots=0; //注意清空 while(q%gc==0) //如果q中含有gc就分離 {totq++; //q中含有gc的個數 q/=gc;}while(s%gc==0) //如果s中含有gc就分離 {tots++; //s中含有gc的個數 s/=gc;}if((t*m2*tots+totq*(t-1)*m2)%(tots+totq)==0) //這種情況的公式，注意向上取整 ans=(t*m2*tots+totq*(t-1)*m2)/(tots+totq); else ans=(t*m2*tots+totq*(t-1)*m2)/(tots+totq)+1;minx=min(minx,ans);}else //第一，二種情況 {while(q%s==0) //如果q里面含有s，分離出來 {tot++; //tot表示能分離出來多少個s，第一種情況就是tot=0的情況 q/=s; }if((t*m2+tot*(t-1)*m2)%(tot+1)==0) //我不知道為什么ceil出來的答案不對，只能自己模擬向上取整了 ans=(t*m2+tot*(t-1)*m2)/(tot+1); //沒余數說明正好整除 else ans=(t*m2+tot*(t-1)*m2)/(tot+1)+1;//如果有余數就要+1(這個1就是余數除成小數后再向上取整后得到的) minx=min(minx,ans); //題目要求整體最小時間 }}}if(minx==1e9) cout<<-1; //如果minx沒被更新，說明無解 else cout<<minx;return 0; }

這種思路我也不知道是不是正解QwQ,如果有誤請指出，我會認真完善的~

覺得這個思路比較不錯的就點個推薦唄~~~

感謝你的觀看QwQ~?

轉載于:https://www.cnblogs.com/xcg123/p/11047185.html

總結

以上是生活随笔為你收集整理的2019.6.18 校内测试 分析+题解的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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