Задать вопрос
  • Почему шаблон выдает ошибку при включении заголовка в .cpp файл?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Не совсем уверен, потому что кода не хватает в вопросе. Но симптом звучит как "если шаблон определяется не в том же файле, где он объявляется, то ничего не работает". Это частая ошибка на С++ с шаблонами.

    Когда компилятор видит, что шаблон используется, он генерирует код с конкретной спецификацией шаблона. Но делает он это только в текущем юните трансляции. Так что если у вас шаблон определен в другом cpp файле, то компилятор эти определения не видит и не может сгенерировать их спецификацию, когда обрабатывает cpp с использованием шаблона. А когда дело доходит до cpp с шаблоном, то компилятор не видит, где и как шаблон используется и тоже не генерирует никакой спецификации.

    Поэтому надо или шаблон объявлять и опеределять в хедере, чтобы оперделения были везде, или в cpp с определениями указать спецификацию для всех используемых варинтов шаблона. Вроде
    using my_template<int>;
    Ответ написан
    6 комментариев
  • Не могу решить задачу на C?

    wataru
    @wataru Куратор тега Алгоритмы
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Если проблема только с тем, что у вас циклов слишком много, то можно 3 последних объединить в 1.

    Вы при каком условии должны числа дописывать в ответ? Пока есть число хоть в одном из двух массивов.
    Вот и получается:
    while (i < M || j < N)
    Но внутри уже чуть побольше случаев. Можно просто ваши же условия объединить. Если выполняется условие первого цикла - делаете тело первого цикла. Иначе, проверяете условие второго цикла, делаете его, иначе - тело третьего цикла.

    Но можно знатно сократить код, если просто расписать все варианты, когда вы берете число из A. В противном случае, очевидно, берется число из B. Число из A берется, если оно есть и оно "лучше" числа из B - или B вообще нет, или A < B:
    if (i < M && (j == N || A[i] < B[j])) {
      C[k++] = A[i++];
    } else {
      C[k++] = B[j++];
    }
    Ответ написан
    4 комментария
  • Как это посчитать?

    wataru
    @wataru Куратор тега Алгоритмы
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Проще всего двигать элементы по одному, справа-налево. Элемент можно сдвинуть, если справа стоит 0 или такой же элемент. Поддерживаем инвариант, что все элементы правее current уже сдвинуты и уплотнены до предела. Двигаем текущий пока можем. Чтобы не было циклов не двигаем нули.
    int n = a.size();
    int current = n-1;
    while (current >= 0) {
        while (a[current] > 0 && current < n-1 && 
              ((a[current+1] == a[current]) || (a[current+1] == 0))) {
          a[current+1] += a[current];
          a[current] = 0;
          ++current;
        }
        --current;
    }
    Ответ написан
    5 комментариев
  • Что означает n0 k0 в алгоритме Kingdom Division hackerrank?

    wataru
    @wataru Куратор тега Алгоритмы
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Тут считаются 2 динамических программирования: 1) Сколько вариантов раскрасить поддерево так, что ни одна вершина не изолирована. 2) Сколько вариантов раскрасить поддерево так, что ни одна вершина кроме корня не изолирована, а корень изолирован.

    Считается снизу вверх, в "стеке" получаются вершины для которых значения уже подсчитаны - изначально листья. n, k - это как раз значения ДП в текущей вершине и в отце. текущей вершины.

    В структуре tree для каждой вершины хранится 2 объекта. Под индексом 0 - пара значений дп, под индексом 1 - список соседей в дереве.

    next получается значение этой структуры для отца, cur - для текущей вершины.
    Ответ написан
    3 комментария
  • Почему в алгоритме нахождения числа перестановок ищется сумма по модулю 2?

    wataru
    @wataru Куратор тега Алгоритмы
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Тут считается динамическое программирование f(i,j) - количество перестановок из i элементов с j инверсиями.

    База: F(0, 0) = 1, F(i, j) = 0
    Переход: F(i,j) = sum_t=0..min(j, i-1) F(i-1, j-t)

    Тут мы берем все перестановки из i элементов и группируем их в зависимости от того, где стоит максимальный элемент. Этот максимальный элемент добавляет t - от 0 до min(j, i-1) инверсий. Если мы его выкинем, останеся перестановка из i-1 элемента и, чтобы полная перестановка имела j инверсий, эта урезанная должна иметь j-t.

    Оба кода хранят только одну последнюю строку и пересчитывают ее через сумму на предыдущей итерации.
    Ведь
    F(i,j) = F(i-1, j-i+1) + F(i-1, j-i+2) +... + F(i-1, j)
    F(i,j-1) = F(i-1, j-i) + F(i-1, j-i+1) +... + F(i-1, j-1)
    Вычтя второе уравнение из первого получаем: F(i,j) -F(i,j-1) = F(i-1, j) - F(i-1, j-i). Или F(i,j) = F(i-1, j) - F(i-1, j-i) + F(i,j-1). Это ровно формула в первом решении.

    В первом коде A - это вычесляемая текущая строка, B - копия предыдущей строки.
    Во втором коде s - это текущая строка и следующая вычесляется прямо в этом же массиве. В переменной ss поддерживается сумма F(i-1,j-i+1)+..+F(i-1, j-1).

    Ответ к задаче - это F(n, k)+F(n,k-2)+F(n,k-4)+...+F(n, k %2), потому что за каждую операцию мы или делаем +1 или -1 к количеству инверсий. Можно сколько-то раз сделать +1 -1, а потом сделать сколько осталось +1 и мы получим перестановки с инверсиями от 0 до k но той же четности, что и k (потому что каждая -1 вместо +1 уменьшает количество инверсий на 2).
    Ответ написан
  • В каких практических задачах требуется алгоритм размещения прямоугольников в круге?

    wataru
    @wataru
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Размещение разных чипов на круглой загатовке. Вообще сейчас печатают один и тот же чип, но, теоретически, мешая чипы разных размеров можно сэкономить отходы.
    Ответ написан
    1 комментарий
  • Почему 8 в формуле hackerrank city?

    wataru
    @wataru Куратор тега Алгоритмы
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Это формула просто уже причесана и разложенна на множители. Это 12Y+8 (не X, кстати) идет в слагаемом (12Y+8)*(X+Y*Ai)

    8 там - это 4*2. 4 дерева и 2 новые вершины. Подробнее ниже.

    Как подсчитать все расстояния? Давайте отдельно посмотрим на те, которые внутри копии из 4 деревьев. Это даст нам слагаемое 4*Answer. Теперь подсчитаем те, которые идут между двумя разными деревьями. Их можно рзабить на 2 части - куски среди 5 новых ребер длины Ai и куски внутри деревьев. Вот эти куски внутри деревьев они все будут из угла, которым дерево крепится к остальным. Поэтому нам надо считать вот эту вот сумму расстояний от угла дерева (X).

    Новые ребра посчитаем отдельно. В скольки путях каждое ребро будет присутствовать? Это надо перемножить количество вершин с одного конца ребра на количество вершин с другого конца. Ведь из каждой из первых есть путь во вторые, проходящий через данное ребро. Для 4-ех новых ребер размеры кусков будут Y и 3Y+2. Вот мы получили 4*Y*(3Y+2)*Ai. Вот тут если 4 внести внутрь мы получим вот это самое 12Y+8 из вопроса. Для одного ребра размеры будут 2Y+1 и 2Y+1. Вот мы получили слагаемое (2Y+1)^2*Ai.

    Дальше надо посчитать, сколько раз каждый кусок в дереве из угла пойдет в ответ из путей между деревьями. Опять же, ровно столько раз, сколько вершин можно взять в качестве другого конца. Таких веришин 3*Y+2 - в любом из трех остальных деревьях или 2 новые вершины. Но эти куски в каждом из 4 деревьев, поэтому надо домножить на 4. Это дает нам слагаемое 4*X*(3Y+2). Тут тоже вылезает 12Y+8.

    Вот и получается формула там.
    Чтобы пересчитать Y, понятно что надо умножить на 4 и прибавить 2. 4 дерева 2 новые вершины.

    Вот с X по сложнее. Во-первых. там могут быть пути внутри одного дерева. Получаем слагаемое X. Во-вторых, надо посчитать, сколько раз каждое из новых ребер войдет в ответ. Ребро у дерева с углом с одной стороны имеет ровно одну вершину конец - угол. С другой может быть в любом дереве или в одной из 2 новых вершин. Поэтому получаем слагаемое (3Y+2)*Ai Ребро между новыми вершинами с одной стороны может кончатся в любом из 2 деревьев или в новой вершине. Получаем (2Y+1)*Ai. Оставшиеся 3 ребра ведут только в одно дерево и дают 3*Y*Ai.

    Куски путей внутри других деревьев однозначно описываются одной вершиной концом и дают как раз все возможные пути из корня, т.е. получаем еще 3X.

    Куски путей внутри корневого дерева - это всегда диаметр дерева Z который идет рвоно столько раз, сколько там других вершин в дереве (3Y+2). Получаем Z*(3Y+2).

    Если все сложить и причесать, получим ответ в статье. Возможно там чуть другая логика вывода была, но суть решения такая же. Аккуратно считаем все пути. Чтобы это было проще все пути можно разбить на группы: внутри дерева, между двумя разными, и еще и на части: часть в дереве и часть в новой серединке. И главный инструмент: ребро встречается в сумме путей ровно столько раз, сколько путей через него проходит, а это произведение размеров подграфов с двух концов ребра.
    Ответ написан
  • Какая функция (или набор разных ф-ий) изменения "мощности" цвета света при распространении луча?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Это называется яркость света. Цвет лазера особо не меняется. Наверно, можно считать, что яркость уменьшается очень медленно линейно из-за рассеивания воздухом. Для не лазерных источников света яркость убывает квадратично от расстояния.
    Ответ написан
  • How to fix packing error in ue5?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Try doing what the error messages are telling you:

    Detected compiler newer than Visual Studio 2022, please update min version checking in WindowsPlatformCompilerSetup.h


    Or install the Visual Studio 2022 instead of what you have.
    Ответ написан
  • Почему в c++ еще нету Null-Conditional Operator?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Это не достаточно частая операция в С++, чтобы срочно надо было вводить новый оператор в синтаксис. Комитет занят более интересными вещами на годы вперед.
    Ответ написан
    3 комментария
  • На чём создать прогу для обработки больших данных?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    100gb - это не так и много. Даже не надо кластера, чтобы это обрабатывать.

    Быстрее, конечно, работать будет на C++/rust каком-нибудь, но обработка csv может быть легче реализованна на питоне.
    Ответ написан
  • Есть ли разница между *p++ и p++?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Разница как бы есть. В одном случае у вас *(p++), а в другом просто p++. И то и другое сдвинет указатель p на одну ячейку вправо, т.е. код имеет ровно тот же результат. Но в случае с * вы еще и адрес p, который там был до увеличения, разименуете, т.е. получите доступ. Но просто такое выражение, где вы его разименовываете и ничего с ним не делаете не имеет смысла. Его можно использовать, если вы со значением что-то делаете, например:
    void Copy(char *src, char *dst) {
        while (*src) {
          *dst++ = *src++;
        }
        *dst = '\0';
      }


    Тут вы значение по адресу src берете и записываете в адрес dst. Но из-за ++ оба указатлея сдвинутся. Получается копирование сишной строки.

    Но делать просто *p++; смысла никакого нет. Это примерно то же что и:
    int i;
    i;

    Вот выражение `i;` - оно как бы получает доступ к i, но со значением ничего не делает. Это странный и бесполезный код.

    Так что * у вас там явно лишняя.
    Ответ написан
    Комментировать
  • Как скомпилировать экзешник из гитхаба?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    В ошибке же написано "Unexpected compiler version, expected CUDA 10.1 Update 2 or newer."

    Перевод на русский - поставьте CUDA версии 10.1 update 2 или новее.
    Ответ написан
    3 комментария
  • Как "выпрямить" кольцевой буфер c ограниченной доп.памятью?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Ваша задача - сделать циклический сдвиг массива на k позиций влево на месте, с O(1) дополнительной памяти.
    Вот код:
    void ShiftLeft(std::vector<int> &a, int k) {
      int n = a.size();
      int cycles = std::gcd(n, k);
      for (int start = 0; start < cycles; ++start) {
        int tmp = a[start];
        int i = start;
        while (true) {
          int next = i + k;
          if (next >= n) next -= n;
          if (next == start) break;
          a[i] = a[next];
          i = next;
        }
        a[i] = tmp;
      }
    }


    Работает это так: на место элемента вставет элемент на k позиций правее. Возьмем первый элемент, запомним его в tmp, поставим на его место тот, кто там должен быть. Освободилось место, поставим на него опять того, кто там должен быть и так далее. Рано или поздно мы вернемся к первому элементу. Но там уже стоит второй. Тут можно выйти из цикла и поставить на нужное место тот, кого мы сохранили в tmp. Но мы могли обойти не весь массив, как, например в случае n=6, k=2. Начав с 0 мы тут подвинем элементы 0,2,4, но не 1,3,5. Всего будет циклов gcd(n, k), и они все идут со сдвигом 1. Поэтому можно начинать с каждого из нескольких первых элементов.

    Додуматься до этого можно так: сдвиг на 1 позицию понятно как циклом while сделать-то и одной переменной tmp. А на несколько? Надо только заметить что элементы разбиваются на циклы.
    Ответ написан
    6 комментариев
  • Как обяснить в алгоритме инверсии?

    wataru
    @wataru Куратор тега Алгоритмы
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Инверсия тут - это из комбинаторики. Инверсия - это когда 2 элемента не в том порядке. Количество инверсий - это сколько пар элементов стоят не так. В массиве (1,2,3,4) инверсий 0. В массиве (1,4,3,2) инверсий 3: 4 и 3, 4 и 2, 3 и 2 - вот эти 3 пары идут по убыванию, вместо нормального порядка. Оставшиеся 3 пары стоят как надо.
    Ответ написан
  • Можно ли как-то короче доказать этот факт?

    wataru
    @wataru Куратор тега Математика
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    После пункта 4 вам надо лишь доказать, что найденные xi yi будут всеми решениями системы. Допустим есть какое-то еще решение {x' y'} не среди xi, yi. Но, раз оно удовлетворяет f(x',y')=0, то x'=f'(y'). Еще оно удовлетворяет g(x',y')=0, а значит и g(f(y'),y') = 0, т.е. вы бы это y' нашли среди ваших yi, но мы предположили обратное.
    Ответ написан
  • Как сделать безопасную многопоточную очередь?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Самое простое, конечно, это иметь только один мьютекс на всю очередь и лочить его при любой работе с ней. Ваша концепция имеет много проблем. Например, а что если у вас только один элемент? Тогда он и начало и конец, но в зависимости от того, что вы там вызываете, вы будете блокировать только один из двух мьютексов.

    Если вы гонитесь за эффективностью и параллельностью, то вам лучше написать lock-free структуру данных. Гуглите эти ключевые слова. Но это очень сложно.

    Еще, как вариант, можно физически разбить очередь на 2 куска. Один для записи, другой для чтения. Т.е. у вас 2 очереди, каждая со своим локом. При доступе к голове вы блокируете мьютекс на чтение и читаете из очереди на чтение. При доступе к хвосту - на запись. Записывать тривиально - просто лочте мьютекс на запись и добавляйте элемент в очередь на запись. При чтении лочте очередь на чтение и читайте из нее. Но, если вы выяснили, что очередь на чтение оказалась пуста, то надо залочить еще и очередь на запись и поменять их местами (т.е. перекинуть всю очередь записи в чтение). И потом вернуть голову этой очереди.

    Такой подход позволит более-менее параллелить чтение и запись, особенно, если очередь часто не пуста.

    Лочить только один эелемент с каждого конца сложно - там очень много случаев. Лоча 2 половины отдельно вы можете не думать о другой большую часть времени.
    Ответ написан
    5 комментариев
  • Поиск куда можно добраться по графу за время?

    wataru
    @wataru Куратор тега Алгоритмы
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Если граф не взвешанный, то запустите обычный bfs, только не кладте в очередь вершины с расчтоянием больше ограничения. Если граф взвешанный, то запустите обычного Дейкстру, только остановитесь, когда зафиксируете вершину с раччтоянием больше допустимого.
    Ответ написан
    Комментировать
  • Знаю что данная задача решается методом двух указателей, но не понимаю почему мы двигаем указатель с меньшей высотой в сторону противоположного?

    wataru
    @wataru Куратор тега Алгоритмы
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Рассмотрите один столбик (допустим, номер i). Какой высоты в нем может быть вода? Обозначим за x. Она не должна выливаться ни слева ни справа. Значит, с обеих сторон должен быть столбик с высотой хотя бы x. Раз есть хотя бы один, то максимум точно должен быть хотя бы x. Отсюда x <= max(h[0..i-1]) и x <= max(h[i+1..n-1]) Значит высота воды в i-ом столбике: min(max(h[0..i-1]), max(h[i+1..n-1])). Уже можно просто вот это подсчитать за 2 прохода и получить решение. Ну, только не забыть что там надо max(x, h[i])-h[i] к ответу прибавить, ведь если текущий столбик слишком высокий, то вся вода с него стечет.

    Но можно думать дальше. Давайте обрабатывать не все столбики подряд, а посмотрим с краев. С крайних столбиков все, понятно, вытекает наружу. Пусть крайний левый меньше. Рассмотрим второй столбик слева. Мы уже знаем max(h[0..i-1]) в нем - это один левый столбик. И оно точно меньше max(h[i+1..n-1]), потому что справа уже есть крайний столбик, который выше самого левого. Мы незнаем точное значение max(h[i+1..n-1]), но мы знаем что max(h[i+1..n-1]) >= h[n-1] >= h[0] = max(h[0..i-1]). Вот мы знаем высоту воды в столбике 1, мы же берем минимум из двух значений. Даже если мы не знаем максимум справа, мы знаем, что он точно больше максимума слева и в ответе не участвует.

    Вот мы и обработали второй столбик. Теперь перейдем к третьему. При этом можно первые 2 столбика объеденить в один высоты max(h[0], h[1]). Это и есть сдвиг указателя, только при этом мы смотрим не на сам столбик, а аккумулируем максимумы с краев.

    Но, если бы мы смотрели на второй справа столбик, рядом с большим их двух крайних, то мы не могли бы сразу сказать, а какая там высота воды. Мы в нем знаем max(h[i+1..n-1]) - высота последнего столбика. Но какое в нем max(h[0..i-1]) мы не знаем и не можем сказать, больше ли оно или нет, а значит, не можем посчитать x.
    Ответ написан
    1 комментарий
  • Разрезание многоугольника горизонтальными линиями. Алгоритм?

    wataru
    @wataru Куратор тега C++
    Разработчик на С++, экс-олимпиадник.
    Основаня идея простая: ориентируйте многоугольник, допустим, против часовой стрелки. Потом для каждой точки пересечения надо знать, входит ли в ней многоугольник внутрь, или выходит наружу из нужной области. Потом обходите многоугольник начиная с какой-то точки пересечения, пока отрезки снаружи - пропускаете их, пока внутри - дописываете в ответ. Надо еще помнить, где у вас последний отрезок в ответе заканчивается, так что иногда новый отрезок будет с ним не связан - это надо будет взять отрезки из прямоугольника в ответ. Но есть крайние случаи: пересечение по прямой, многоугольник выходит за границу в одной стороне, а входит в другой.

    Самая концептуально простая реализация будет, если сделать функцию для отсечения группы многоугольников полуплоскостью. Прямоугольник ваш - это 4 полуплоскости: 2 вертикальные и 2 горизонтальные. Пересечение с полуплоскостью проще - там тупо прямая же одна. Вот пресеките многоугольник с первой, полученные ответ со второй, потом что осталось с третьей и потом с четвертой полуплоскостью.

    Удобно хранить множество точек и для каждой - указатель на сделующую в обходе многоугольника (ориентированного так, что слева от отрезка внутренность многоугольника). В таком виде входные данные, в таком виде будет и ответ.

    Точки будем помечать, как обработанные.

    Обойдите все точки циклом, для всех необработанных еще, которые лежат внутри полуплоскости, начинайте с них строить ломанную-ответ. Идите к следующей точке, пока отрезок не пересечет полуплоскость (это значит конец строго внутри удаляемой области), помечая точки обработанными. До этого момента добавляйте точки в ответ сохраняя указатель на следующую точку. Для текущей следующей сделайте новую точку - точку пересечения. Еще запомните где-то эту точку пересечения, это потом понадобится. Продолжайте обход, пока отрезок не выйдет из полуплоскости (конец строго снаружи удаляемой области). Тут создайте точку пересечения, запишите ее в ответ, и для нее следующей сделайте конец отрезка снаружи. Продолжайте обход как в начале. Если встретили уже обработанную точку, вы закончили строить ломанную ответ.

    Потом надо будет все точки пересечения соединить в порядке вдоль прямой парами (смотрите так, чтобы удаляемая область была справа от направления движения). Их будет четное количество.

    Вот у вас все оставшиеся точки образуют многоугольники, если идити по указателям на следующую. Правада, они в массиве могут идти вперемешку, а не подряд. В конце вам может понадобится их сгруппировать, но это делается похожим обходом: помечайте точки обработанными, берите любую не обработанную и идите от нее по указателям, пока не вернетесь в нее же, помечая все точки как обработанные и добавляя в ответкак часть одного многоугольника. Это можно сделать после того, как пересечете со всеми 4 полуплоскостями.

    Удобно прямую хранить в виде Ax+By+C=0. И знак подобрать так, что точки внутри хорошей области, если их подставить в это уравнение дают положительные значения (а точки снаружи - будут отрицательные). Соответственно, проверка, что с точки можно начать обход - просто посмотреть на знак. Проверка, что есть пересечение - конец отрезка дает отрицательный знак (а потом - положительный). Точки удобно хранить в виде массива координат и массива номеров следующей точки в обходе. Никаких сишных указателей - номера следующей точки в массиве. Сортировать точки пересечения надо будет по значению Ay-Bx.

    Если вам надо различать изначальные точки многоугольника и добавленные, то можете это свойство у точек копировать из входных данных в ответ, когда точка добавляется в ответ из многоугольника, а не создается новая точка пересечения.

    Это все удовольстивие будет работать за O(n log n) - потому что надо потом точки пересечения на прямой отсортировать.
    Ответ написан