A

對于每個 \(i\) 我們求出 \(b_i\) 表示 \(i\) 這個數最少要增加多少（\(\max^i_{j=1}a_j-a_i\)），答案等于最小的 \(k\) 使得 \(2^k-1\ge \max^n_{i=1}b_i\).
時間復雜度 \(O(n)\).
代碼: 76336034

B

最小：只要存在兩個葉子距離為奇數，答案就是 \(3\)，否則是 \(1\).
最大：等于非葉子節點數加上和至少一個葉子節點相連的非葉子節點數 \(-1\)。顯然和同一個點相連的葉子邊權必須相等。那么考慮去掉葉子節點后剩下的樹，由于你可以安排任意大的數，所以一定能做到邊權互不相同。
時間復雜度 \(O(n)\).
代碼: 76352259

C

找規律即可。打表前 \(16\) 位不難發現就是先四進制分解，由 \(\mod 3\) 的值得到答案的最高位，剩下的每一位做個置換。
歸納證明應該不難。
聽說這個規律還和 nim 積有關。
時間復雜度 \(O(\log n)\).
代碼: 76377989

D

我的做法還是找規律（然而腦速太慢賽后搞了一上午）。找規律的過程非常麻煩，實在不太會講，直接說一下結論好了：
設 \(f[u][0/1]\) 表示 \(u\) 點的子樹內，被根包含/不被根包含的最大層數。需要 \(0/1\) 是因為把根套在外面之后，僅僅能套住那些不被根的兒子包含的圈，而需要和根的兒子相交。這也就意味著，一個子樹的狀態可以表示為兩個相交的圈，其中較大的一個是根，另外一個不是根。
假設 \(u\) 有若干兒子 \(v_1,v_2,...,v_{sonn[u]}\). 那么最優方案一定會套成如下所示，藍色的是 \(u\)，黑色和紅色分別是每個兒子的根 (\(0\)) 和非根 (\(1\)).

于是可以得到這樣的方程：

\[f[u][1]=\max_i \max(f[v_i][0],f[v_i][1])+(sonn[u]-1) \]

再考慮 \(f[u][0]\) 的轉移，顯然有

\[f[u][0]=\max_i f[v_i][1]+1 \]

換根 dp 即可。
時間復雜度 \(O(n)\).
比較有道理的做法見 \(\color{black}{\text{s}}\color{red}{\text{uwakow}}\) 神仙的題解: https://www.cnblogs.com/suwakow/p/12692393.html
代碼: 76449398

E

題解: https://www.cnblogs.com/suncongbo/p/12779107.html

總結

以上是生活随笔為你收集整理的Codeforces 1338 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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