上午lc周赛T4不会做，已经不知道是第几次连lc都做不出了，对水平下滑怀疑人生，一开始看错题，想了十多分钟没法下手，心态崩了。。。还好先做完T2T3后回来再看发现看错题了。。第一题看成把不优秀的变优秀了T1:1-n的排列p，pos[p[i]]=i , 给出一个长度为m的优秀数组a ，优秀的定义是pos[a[i]]<pos[a[i+1]]<=pos[a[i]]+d要让优秀变成不优秀，要么让相邻两个交叉，要么让相邻两个超过d，取min就行了  也就是枚举for(i=2;i<=m;i++) smin(ans,pos[a[i]]-pos[a[i-1]]),smin(ans,d-(pos[a[i]]-pos[a[i-1]]-1))，复杂度O(n)T2:有长度为n的数组a，每次操作使得a[i]+=i ，问最少多少次使得a数组严格递增可以知道一次操作对于每个a[i]+=i,a[i-1]+=i-1，就让他们差距了1  ,那答案就是相邻两个差距最大的，需要追的最久的所以for(int i=2;i<=n;i++) ans=max(ans,a[i-1]-a[i]+1)  复杂度O(n),当然二分答案也行，加个logT3: 有x个a，y个b，不能超过k个连续相同的字母，问字典序最大的一个，构造不出输出-1考虑不可行的情况，就是x>(y+1)*k || y>(x+1)*k接下来构造分为3个阶段，假设k=3第一阶段 bbbabbba....  因为我们肯定希望b能尽可能放前面，而连续不超过k个就是这样第二阶段  bbbabbba...  bbaab第三阶段  bbbabbba... bbaab  aaabaaabaaa 首先考虑第三阶段，此时x=(y+1)*k ，只能连续放k个a以后放个b，然后最后也是k个a结束然后考虑第二阶段，发现想要放第3个b但是放不了就放了a，由于此时我们再放一个b，就会导致a会超过k个所以需要放一些a然后放一个b后进入第三阶段，因为第三阶段是无可奈何的阶段，但我们此时还是想要把1个b尽可能提前那么第二阶段进入第三阶段的条件就是当x=(y+1-1)*k时，此时可以把一个b放这里，然后后面只能按第三阶段的方法构造了。#阿里##阿里云##笔试#

上午lc周赛T4不会做，已经不知道是第几次连lc都做不出了，对水平下滑怀疑人生，一开始看错题，想了十多分钟没法下手，心态崩了。。。还好先做完T2T3后回来再看发现看错题了。。第一题看成把不优秀的变优秀了T1:1-n的排列p，pos[p[i]]=i , 给出一个长度为m的优秀数组a ，优秀的定义是a[i]<a[i+1]<=a[i]+d ，n,d,n<=1e5要让优秀变成不优秀，要么让相邻两个交叉，要么让相邻两个超过d，取min就行了  也就是枚举for(i=2;i<=m;i++) smin(ans,pos[a[i]]-pos[a[i-1]]),smin(ans,d-(pos[a[i]]-pos[a[i-1]]-1))，复杂度O(n)T2:有长度为n的数组a，每次操作使得a[i]+=i ，问最少多少次使得a数组严格递增可以知道一次操作对于每个a[i]+=i,a[i-1]+=i-1，就让他们差距了1  ,那答案就是相邻两个差距最大的，需要追的最久的所以for(int i=2;i<=n;i++) ans=max(ans,a[i-1]-a[i]+1)  复杂度O(n),当然二分答案也行，加个logT3: 有x个a，y个b，不能超过k个连续相同的字母，问字典序最大的一个，构造不出输出-1考虑不可行的情况，就是x>(y+1)*k || y>(x+1)*k接下来构造分为3个阶段，假设k=3第一阶段 bbbabbbabbba....  因为我们肯定希望b能尽可能放前面，而连续不超过k个就是这样第二阶段  bbbabbbabbba...  bbaab第三阶段  bbbabbbabbba... bbaab  aaabaaabaaa 首先考虑第三阶段，此时x=(y+1)*k ，只能连续放k个a以后放个b，然后最后也是k个a结束然后考虑第二阶段，发现想要放第3个b但是放不了就放了a，由于此时我们再放一个b，就会导致a会超过k个所以需要放一些a然后放一个b后进入第三阶段，因为第三阶段是无可奈何的阶段，但我们此时还是想要把1个b尽可能提前那么第二阶段进入第三阶段的条件就是当x=(y+1-1)*k时，此时可以把一个b放这里，然后后面只能按第三阶段的方法构造了。#阿里##阿里云##笔试#

怎么投个c++岗，选择题一堆java和mysql，寄这选择题是做过最难的笔试T1：给个3*3的二维码，可以90,180,270翻转，多次询问在不在里面这个数据范围很小，就暴力匹配下就行了T2：有一个长度为n的a数组，里面的数互不相同且都<n，其实就是一个1-n的排列，现在问把这个a数组复制多少次，也就是变成k*n的数组，可以得到一个长度为n严格递增的子序列长度为n的严格递增子序列意思就是必须是1-n，那么按照1-n的顺序去找，如果从i到i+1他要掉头，那么就说明需要多复制个新数组，那么就p[a[i]]=i 然后for (i=2;i<=n;i++) if(p[i]<p[i-1]) ans++;就行了；T3：给一棵大小为n的树，边带权值，给一个m，问有多少方案可以在原树的基础上(u,v,l)的边，是的l<=m且不会改变树上任意点对之间的距离，并求出按照字典序排序的(u,v,l)的中位数的那个方案设dis(u,v)为原树上u,v两点的距离，且u，v之间原来没有边，如果要加一条边不改变点对的之间的距离，那么取值范围就是[dis(u,v),m]，因为这样他们就始终会走原来已有的边，而不是这条新加的边n=3000所以随便找个点建树，比如以1那么dis(u,v)=sum[u]+sum[v]-2*sum[lca(u,v)]，lca(u,v)就是u和v在有根树中的最近公共祖先,sum[u]表示根到u的边权之和然后由于n只有3000，这个lca可以在建树的时候暴力平方搞出来，所以复杂度为O(n^2)，把这n^2个lca查询挂在节点上用tarjan也是一样的复杂度而枚举u,v的复杂度也是O(n^2)当然搞个倍增或者树链剖分去带个log查询lca，感觉也问题不大#秋招##笔试##蚂蚁#

#阿里#单选和多选还挺难的。。。编程题不能在本地ide写差评T1给一个长度为N的数组，求a_i+a_j=a_k^a_l的四元对数(i<j<k<l)那么枚举个a_j 从左往右，然后动态维护右边a_k^a_l=x的数量，由于a<=100,所以a_k^a_l<=128，只要开个128的数组维护然后枚举ai+a_j，直接乘上右边的a_k^a_l=a_i+a_j的数量就行了，复杂度O（n^2）T2长度为n的数组, 1<=a_i<=m ,a_i%i==0 ,(a1+a2+..a_n ）%n==0 ，n,m<=1000，求方案数直接dp[i][j]表示安排了前i位，然后(a1+a2+...a_i)%n==j的方案数，由于枚举a_i必须是i的倍数那么复杂度就是调和级数O（nmlnm）T3字符串，有多少个子序列，首尾一样对于一对相同的字母，假设他们坐标为i和j， 以他们为首尾的子序列共有2^(j-i-1)所以只要把相同的字母的下标搞到一起来选，枚举左端点，同时维护所有右端点到当前左端点的2^(j-i-1)之和，左端点向右移动，就减掉这一段，剩下的总和除以2^(j-1)，这里预处理一下幂次%mod和幂次的逆元%mod就行了如果不会逆元不想搞除法，就让左端点从右往左移动，这样就先乘后加上一段新的，比较方便复杂度O(n)#阿里##阿里秋招##秋招##阿里笔试##阿里淘天##秋招笔试#

T1 #include<bits/stdc++.h> using namespace std; using ll=long long; const int maxl=1e6+10; int n,m,tot,ans; int a[maxl]; char s[maxl]; inline void prework() { cin>>n; for(int i=1;i<=n;i++) { int x;cin>>x; a[x]=i; } int x,y;cin>>x>>y; if(abs(a[x]-a[y])==1)...

T1 #include<bits/stdc++.h> using namespace std; using ll=long long; const int maxl=1e6+10; int n,m,ans; inline void prework() { cin>>n; vector<string> a(n); vector<string> b(n); for(int i=0;i<n;i++) cin>>a[i]; for(int i=0;i<n;i++) cin>>b[i]; int...

感觉比春招实习笔试简单多了，但是为啥我当时笔试ak后一面也没有第一题 #include<bits/stdc++.h> using namespace std; using ll=long long; int main() { ll n,k; cin>>n>>k; ll ans=k*(1+n)*n/2; cout<<ans; return 0; } 第二题排序后双指针或者二分都行 #include<bits/stdc++.h> using namespace std; struct seg { int l,r; bool...

T1水前缀后缀minmax #include<bits/stdc++.h> using namespace std; const int maxl=1e6+10; int n; int a[maxl]; int premx[maxl],sufmx[maxl]; int premi[maxl],sufmi[maxl]; inline int getmx(int i) { int ret=a[i]+a[i+1]; if(i+2<=n) ret=max(ret,sufmx[i+2]); if(i-1>=1) ret=max(ret,premx[i-1]);...

今天才第一个OC，跟HR说四月中旬前会确认接不接，但是被HR小push，字节的同学也说今年hc挺紧的，有点怕wxg部门直推一面后没消息了，后来填了系统一直没被捞量化面了2家全挂，剩下的不多梦中情厂mhy一面挂，伤透了米卫兵的心----_upd:接字节了，wxg的队友同学学弟都推荐去字节实习。秋招再战量化，感觉量化都不愿意培养新人，嫌弃我没有开发经验，阿里云也是 #字节# #暑期实习# #阿里#