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A题解知识点：贪心 。
对于一个轨道，要么一次性清理，要么一个一个清理 。显然，如果行星个数大于直接清理的花费，那么选择直接清理，否则一个一个清理 。即 \(\sum \min (c,cnt[i])\)，其中 \(cnt[i]\) 表示轨道 \(i\) 的行星个数 。
时间复杂度 \(O(n)\)
空间复杂度 \(O(1)\)
代码#include <bits/stdc++.h>#define ll long longusing namespace std;int cnt[107];bool solve() {int n, c;cin >> n >> c;memset(cnt, 0, sizeof(cnt));for (int i = 1;i <= n;i++) {int x;cin >> x;cnt[x]++;}int ans = 0;for (int i = 1;i <= 100;i++) ans += min(c, cnt[i]);cout << ans << '\n';return true;}int main() {std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);int t = 1;cin >> t;while (t--) {if (!solve()) cout << -1 << '\n';}return 0;}B题解方法一知识点：三分 。
按位置从小到大排列 ， 显然约会花费是一个关于 \(x_0\) 的单谷函数 ， 因此可以三分位置 。
由于位置最大有 \(10^8\) ，但点的个数只有 \(10^5\)，考虑先用 map 存储有序对 \((x,t)\)，其中 \(t\) 是位置 \(x\) 的人最大打扮时间，因为比这个时间少的一定不影响结果 。遍历结束以后把 map 内容移到 vector 中用 pair 存储用以三分，check 函数则只要遍历一遍 vector 即可 。
时间复杂度 \(O(n \log \max(eps))\)
空间复杂度 \(O(n)\)
方法二知识点：贪心 。
把 \(t\) 等效进位置，如果 \(x_i\) 在 \(x_0\) 左侧，则等效位置是 \(xi - t\) ;如果 \(x_i\) 在 \(x_0\) 右侧 ， 则等效位置是 \(x_i + t\)。
所有点的左侧等效位置最左的位置 ， 就是等效区间左端点；所有点的右侧等效位置最右的位置就是等效区间的右端点 。
如果等效区间的左右端点来自于不同两点的等效点 ， 那么等效区间的中点一定在这两点之间，否则原来的点必有一个能覆盖另一个点，等效区间的左右端点就属于同一个点的等效点 。
时间复杂度 \(O(n)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
代码方法一#include <bits/stdc++.h>#define ll long longusing namespace std;int x[100007];map<int, int> mp;vector<pair<int, int>> v;double check(double mid) {double mx = 0;for (auto [i, j] : v) {mx = max(mx, abs(i - mid) + j);}return mx;}bool solve() {mp.clear();v.clear();int n;cin >> n;for (int i = 1;i <= n;i++) {cin >> x[i];mp[x[i]] = 0;}for (int i = 1;i <= n;i++) {int T;cin >> T;mp[x[i]] = max(mp[x[i]], T);}for (auto [i, j] : mp) {v.push_back({ i,j });}double l = 0, r = v.back().first;while (abs(r - l) >= 1e-7) {double mid1 = l + (r - l) / 3;double mid2 = r - (r - l) / 3;if (check(mid1) <= check(mid2)) r = mid2;else l = mid1;}cout << fixed << setprecision(10) << l << '\n';return true;}int main() {std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);int t = 1;cin >> t;while (t--) {if (!solve()) cout << -1 << '\n';}return 0;}方法二#include <bits/stdc++.h>#define ll long longusing namespace std;int x[100007], T[100007];bool solve() {int n;cin >> n;int l = 1e9, r = 0;for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> x[i];for (int i = 1;i <= n;i++) cin >> T[i];for (int i = 1;i <= n;i++) {l = min(x[i] - T[i], l);///最左侧等效点r = max(x[i] + T[i], r);///最右侧等效点}cout << fixed << setprecision(8) << (l + r) / 2.0 << '\n';return true;}int main() {std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);int t = 1;cin >> t;while (t--) {if (!solve()) cout << -1 << '\n';}return 0;}C题解知识点：贪心 。
因为要字典序最?。?那么一个数字他后面没有更小的数字则可以保留 ， 其他都应该删除，所以从右往左找一个合法的保留序列，其他的数字加一 ， 并且都是位置随意的，于是可以插入到保留下来的序列，并使插入后的序列是从小到大字典序最小的排列 。因此直接把保留序列外的数字加一以后，对整个序列排序即可 。
也可以直接桶排序 。
时间复杂度 \(O(n \log n)\)
空间复杂度 \(O(n)\)
代码#include <bits/stdc++.h>#define ll long longusing namespace std;bool solve() {string s;cin >> s;int mi = 10;for (int i = s.size() - 1;i >= 0;i--) {if (s[i] - '0' <= mi) mi = s[i] - '0';else s[i] = min(s[i] + 1, '9' + 0);}sort(s.begin(), s.end());cout << s << '\n';return true;}int main() {std::ios::sync_with_stdio(0), cin.tie(0), cout.tie(0);int t = 1;cin >> t;while (t--) {if (!solve()) cout << -1 << '\n';}return 0;}D题解知识点：构造 。
注意到操作不会改变无序对 \((a_i, b_{ n - i + 1 })\) 数量以及种类 。
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