本文對(duì)267場(chǎng)周賽題目做一個(gè)小結(jié)。周賽題目鏈接在此

No 1 買票需要的時(shí)間

有 n 個(gè)人前來(lái)排隊(duì)買票，其中第 0 人站在隊(duì)伍 最前方 ，第 (n - 1) 人站在隊(duì)伍 最后方 。

給你一個(gè)下標(biāo)從 0 開始的整數(shù)數(shù)組 tickets ，數(shù)組長(zhǎng)度為 n ，其中第 i 人想要購(gòu)買的票數(shù)為 tickets[i] 。

每個(gè)人買票都需要用掉 恰好 1 秒 。一個(gè)人 一次只能買一張票 ，如果需要購(gòu)買更多票，他必須走到 隊(duì)尾 重新排隊(duì)（瞬間 發(fā)生，不計(jì)時(shí)間）。如果一個(gè)人沒有剩下需要買的票，那他將會(huì) 離開 隊(duì)伍。

返回位于位置 k（下標(biāo)從 0 開始）的人完成買票需要的時(shí)間（以秒為單位）。

示例 1：

輸入：tickets = [2,3,2], k = 2
輸出：6
解釋：

• 第一輪，隊(duì)伍中的每個(gè)人都買到一張票，隊(duì)伍變?yōu)?[1, 2, 1] 。
• 第二輪，隊(duì)伍中的每個(gè)都又都買到一張票，隊(duì)伍變?yōu)?[0, 1, 0] 。
  位置 2 的人成功買到 2 張票，用掉 3 + 3 = 6 秒。

解析

本題是例行簽到題，數(shù)據(jù)范圍不大，暴力實(shí)現(xiàn)就可以通過(guò)。
本題給定一個(gè)數(shù)組，表示有n個(gè)人每個(gè)人購(gòu)買若干張票。一個(gè)人每次只能買一張，如果還需要購(gòu)買就要重新排隊(duì)。每次購(gòu)票耗時(shí)1s，求第k個(gè)人買完自己的票要多久。
本題按照要求直接做即可。建一個(gè)隊(duì)列，將編號(hào)0~n-1依次入隊(duì)，每次出隊(duì)一個(gè)編號(hào)，就把該編號(hào)的購(gòu)票數(shù)減一，同時(shí)計(jì)數(shù)器加1，代表這個(gè)號(hào)的人買票一張，耗時(shí)1s。如果減一之后這個(gè)編號(hào)還有票需要購(gòu)買，就再次入隊(duì)。直到編號(hào)為k的購(gòu)票數(shù)減少至0，返回計(jì)數(shù)器的數(shù)值即可。

由于本題數(shù)據(jù)范圍很小，最多100人，每人購(gòu)票最多100張，最多只需10000次操作，因此暴力不會(huì)超時(shí)。如果要更快，也可以從數(shù)值角度計(jì)算排在k之前和之后的人在k買好票時(shí)分別買了幾張票，再加起來(lái)即可（這樣可以從$O(N^2)$ 降到 $O(N)$

C++代碼如下：

//No 1  int timeRequiredToBuy(vector<int>& tickets, int k) {    queue<int>q;    int n = tickets.size(), ans = 0;    for (int i = 0; i < n; ++i) {      q.push(i);    }    while (tickets[k] > 0) {      int c = q.front();      q.pop();      tickets[c]--;      ++ans;      if (tickets[c] > 0)q.push(c);    }    return ans;  }

No 2 反轉(zhuǎn)偶數(shù)長(zhǎng)度組的節(jié)點(diǎn)

給你一個(gè)鏈表的頭節(jié)點(diǎn) head 。

鏈表中的節(jié)點(diǎn) 按順序 劃分成若干 非空 組，這些非空組的長(zhǎng)度構(gòu)成一個(gè)自然數(shù)序列（1, 2, 3, 4, …）。一個(gè)組的 長(zhǎng)度 就是組中分配到的節(jié)點(diǎn)數(shù)目。換句話說(shuō)：

節(jié)點(diǎn) 1 分配給第一組
節(jié)點(diǎn) 2 和 3 分配給第二組
節(jié)點(diǎn) 4、5 和 6 分配給第三組，以此類推
注意，最后一組的長(zhǎng)度可能小于或者等于 1 + 倒數(shù)第二組的長(zhǎng)度 。

反轉(zhuǎn) 每個(gè) 偶數(shù) 長(zhǎng)度組中的節(jié)點(diǎn)，并返回修改后鏈表的頭節(jié)點(diǎn) head 。

示例 1：

輸入：head = [5,2,6,3,9,1,7,3,8,4]
輸出：[5,6,2,3,9,1,4,8,3,7]
解釋：

• 第一組長(zhǎng)度為 1 ，奇數(shù)，沒有發(fā)生反轉(zhuǎn)。
• 第二組長(zhǎng)度為 2 ，偶數(shù)，節(jié)點(diǎn)反轉(zhuǎn)。
• 第三組長(zhǎng)度為 3 ，奇數(shù)，沒有發(fā)生反轉(zhuǎn)。
• 最后一組長(zhǎng)度為 4 ，偶數(shù)，節(jié)點(diǎn)反轉(zhuǎn)。

解析

本題要求對(duì)鏈表按規(guī)則分組翻轉(zhuǎn)。分組規(guī)則是，按照1,2，3,4的自然數(shù)數(shù)列遞增，先選擇第一個(gè)節(jié)點(diǎn)為1組，然后接下來(lái)2個(gè)節(jié)點(diǎn)一組，在之后3個(gè)節(jié)點(diǎn)劃在一組，以此類推。最后一組很可能不夠，那就剩下有多少節(jié)點(diǎn)就分在一組。分好組后，每組的長(zhǎng)度就是1,2，3,4…last。last表示最后一組，其長(zhǎng)度不一定是倒數(shù)第二組加1.然后對(duì)其中長(zhǎng)度為偶數(shù)的每一組都做翻轉(zhuǎn)，返回完成翻轉(zhuǎn)后的鏈表。

本題其實(shí)也沒什么技巧，就是按照題意去做分組，需要注意的地方是最后一組長(zhǎng)度可能不夠計(jì)劃值，實(shí)際長(zhǎng)度為偶數(shù)也需要做翻轉(zhuǎn)。

考慮到鏈表分組翻轉(zhuǎn)有很多細(xì)節(jié)要考慮，容易出錯(cuò)。我這里將其轉(zhuǎn)化為數(shù)組，完成翻轉(zhuǎn)后再構(gòu)造一個(gè)新鏈表（題目沒有說(shuō)必須原地翻轉(zhuǎn)）

首先將鏈表元素依次提出放入數(shù)組。數(shù)組下標(biāo)從0開始，每次根據(jù)是否越界和當(dāng)前這一組的長(zhǎng)度，確定下一組開始位置和本組的范圍與長(zhǎng)度。如果長(zhǎng)度是偶數(shù)，就通過(guò)swap操作交換元素實(shí)現(xiàn)局部的翻轉(zhuǎn)。反轉(zhuǎn)結(jié)束后，新建頭結(jié)點(diǎn)，用數(shù)組元素值依次構(gòu)造節(jié)點(diǎn)加入鏈表。

C++代碼如下：

//No 2  ListNode* reverseEvenLengthGroups(ListNode* head) {    vector<int>l;    ListNode* p = head;    int n = 0;    while (p) {      l.push_back(p->val);      p = p->next;      ++n;    }    int i = 0,k=1;    while (i < n) {      int curL = 0;      if (i + k <= n) curL = k;      else curL = n - i;      if (curL % 2 == 0) {        for (int j = 0; j < curL / 2; ++j) {          swap(l[i + j], l[i + j + curL / 2]);        }      }      i = i + curL;      ++k;    }    ListNode* helper = new ListNode(-1);    p = helper;    for (auto v : l) {      p->next = new ListNode(v);      p = p->next;    }    return helper->next;  }

No 3 解碼斜向換位密碼

字符串 originalText 使用 斜向換位密碼 ，經(jīng)由 行數(shù)固定 為 rows 的矩陣輔助，加密得到一個(gè)字符串 encodedText 。
originalText 先按從左上到右下的方式放置到矩陣中。

先填充藍(lán)色單元格，接著是紅色單元格，然后是黃色單元格，以此類推，直到到達(dá) originalText 末尾。箭頭指示順序即為單元格填充順序。所有空單元格用 ’ ’ 進(jìn)行填充。矩陣的列數(shù)需滿足：用 originalText 填充之后，最右側(cè)列 不為空 。

接著按行將字符附加到矩陣中，構(gòu)造 encodedText 。
先把藍(lán)色單元格中的字符附加到 encodedText 中，接著是紅色單元格，最后是黃色單元格。箭頭指示單元格訪問(wèn)順序。

例如，如果 originalText = “cipher” 且 rows = 3 ，那么我們可以按下述方法將其編碼：

藍(lán)色箭頭標(biāo)識(shí) originalText 是如何放入矩陣中的，紅色箭頭標(biāo)識(shí)形成 encodedText 的順序。在上述例子中，encodedText = “ch ie pr” 。
給你編碼后的字符串 encodedText 和矩陣的行數(shù) rows ，返回源字符串 originalText 。

注意：originalText 不 含任何尾隨空格 ’ ’ 。生成的測(cè)試用例滿足 僅存在一個(gè) 可能的 originalText 。

示例 1：

輸入：encodedText = “ch ie pr”, rows = 3
輸出：“cipher”
解釋：此示例與問(wèn)題描述中的例子相同。

解析

本題給了一種字符串加密方式，先構(gòu)造一定行數(shù)的二維網(wǎng)格，將原字符串按照左上到右下的對(duì)角線方向逐個(gè)填充，首先從第一行第一列開始，向右下角（行數(shù)+1，列數(shù)+1）填充；然后從第一行第二列開始，以此類推。最后將二維表格逐行讀取拼接成字符串，作為加密后的字符串?，F(xiàn)在本題給定加密后的字符串以及二維網(wǎng)格行數(shù)，讓我們解析原字符串。

實(shí)際上本題也沒有什么技巧可言，由于加密后的字符串包含了二維網(wǎng)格所有元素（未填充按空格記錄），所以我們根據(jù)其長(zhǎng)度和行數(shù)，就可以得到這個(gè)網(wǎng)格的列數(shù)，進(jìn)而按照逐行填充的順序，把加密字符串的每個(gè)字符填回二維網(wǎng)格中，再根據(jù)原有規(guī)則，從對(duì)角線方向讀取恢復(fù)原字符串。

另外本題說(shuō)明原始字符串沒有結(jié)尾處的空格，回復(fù)之后要將末尾空格刪去。

C++代碼如下：

//No 3  string decodeCiphertext(string encodedText, int rows) {    int n = encodedText.size(),cols=n/rows;    vector<vector<char>> board(rows, vector<char>(cols));    for (int i = 0; i < n; ++i) {      int r = i / cols, c = i % cols;      board[r][c] = encodedText[i];    }    string ans;    for (int i = 0; i < cols; ++i) {      int sr = 0, sc = i;      while (sr < rows && sc < cols) {        ans.push_back(board[sr][sc]);        ++sr;        ++sc;      }    }    while (ans.back() == " ") ans.pop_back();    return ans;  }

No 4 處理含限制條件的好友請(qǐng)求

給你一個(gè)整數(shù) n ，表示網(wǎng)絡(luò)上的用戶數(shù)目。每個(gè)用戶按從 0 到 n - 1 進(jìn)行編號(hào)。

給你一個(gè)下標(biāo)從 0 開始的二維整數(shù)數(shù)組 restrictions ，其中 restrictions[i] = [xi, yi] 意味著用戶 xi 和用戶 yi 不能 成為 朋友 ，不管是 直接 還是通過(guò)其他用戶 間接 。

最初，用戶里沒有人是其他用戶的朋友。給你一個(gè)下標(biāo)從 0 開始的二維整數(shù)數(shù)組 requests 表示好友請(qǐng)求的列表，其中 requests[j] = [uj, vj] 是用戶 uj 和用戶 vj 之間的一條好友請(qǐng)求。

如果 uj 和 vj 可以成為 朋友 ，那么好友請(qǐng)求將會(huì) 成功 。每個(gè)好友請(qǐng)求都會(huì)按列表中給出的順序進(jìn)行處理（即，requests[j] 會(huì)在 requests[j + 1] 前）。一旦請(qǐng)求成功，那么對(duì)所有未來(lái)的好友請(qǐng)求而言， uj 和 vj 將會(huì) 成為直接朋友 。

返回一個(gè) 布爾數(shù)組 result ，其中元素遵循此規(guī)則：如果第 j 個(gè)好友請(qǐng)求 成功 ，那么 result[j] 就是 true ；否則，為 false 。
注意：如果 uj 和 vj 已經(jīng)是直接朋友，那么他們之間的請(qǐng)求將仍然 成功 。

示例 1：
輸入：n = 3, restrictions = [[0,1]], requests = [[0,2],[2,1]]
輸出：[true,false]
解釋：
請(qǐng)求 0 ：用戶 0 和 用戶 2 可以成為朋友，所以他們成為直接朋友。
請(qǐng)求 1 ：用戶 2 和 用戶 1 不能成為朋友，因?yàn)檫@會(huì)使 用戶 0 和 用戶 1 成為間接朋友 (1–2--0) 。

解析

本題要求我們對(duì)于編號(hào)0~n-1的n個(gè)用戶，根據(jù)請(qǐng)求和約束確定他們之間的朋友關(guān)系，對(duì)于每個(gè)請(qǐng)求，如果請(qǐng)求的兩個(gè)用戶(v1,v2)建立朋友關(guān)系，就記為true，否則記為false，最后返回每個(gè)請(qǐng)求是否成功的數(shù)組。

這里我們需要判斷和建立直接-間接朋友關(guān)系，也就是朋友關(guān)系是可以傳遞的。因此很容易想到采用數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)并查集，一旦a和b建立了朋友關(guān)系，那么a和b原來(lái)各自的朋友之間也就建立了間接朋友關(guān)系。

因此我們采用并查集處理朋友關(guān)系。但是本題還有一個(gè)要求，有些用戶被約束無(wú)法成為直接或間接的好友。因此，我們應(yīng)當(dāng)對(duì)于每一個(gè)請(qǐng)求，首先通過(guò)查詢判斷是否已經(jīng)是好友了，是的話直接記錄該請(qǐng)求結(jié)果為true；如果不是，我們要先判斷將二者加為好友會(huì)不會(huì)違反一些約束，如果違反了，就記錄為false并且不把這個(gè)朋友關(guān)系真的添加進(jìn)去，如果不違反，再進(jìn)行添加，添加后請(qǐng)求結(jié)果為true。

這個(gè)思路也比較簡(jiǎn)單粗暴，復(fù)雜度比較極限，正好能過(guò)。由于并查集沒有刪除的操作（并集之后無(wú)法還原），我這里用了很直接的方式。如果一個(gè)請(qǐng)求的兩個(gè)用戶還不是好友，就先把原并查集拷貝一份副本，在副本對(duì)象中進(jìn)行添加好友關(guān)系，判斷是否與約束條件有沖突。如果沒有沖突，再把修改后的副本賦值給原并查集，添加成功；否則就認(rèn)為這個(gè)添加無(wú)法進(jìn)行，原并查集對(duì)象不做修改，該請(qǐng)求為false。

C++代碼如下：

class UnionFind {  int n;  vector<int> parent;  vector<int> size;public:  UnionFind(int n_) {    this->n = n_;    parent = vector<int>(n);    size = vector<int>(n, 1);    for (int i = 0; i < n; ++i)      parent[i] = i;  }  int find(int idx) {    if (parent[idx] == idx)      return idx;    return find(parent[idx]);  }  void connect(int a, int b) {    int fa = find(a), fb = find(b);    if (fa != fb) {      if (size[fa] > size[fb]) {        parent[fb] = fa;        size[fa] += size[fb];      }      else {        parent[fa] = fb;        size[fb] += size[fa];      }    }  }};//No 4  vector<bool> friendRequests(int n, vector<vector<int>>& restrictions, vector<vector<int>>& requests) {    int nre = requests.size();    vector<bool>ans(nre);    UnionFind UF(n);    for (int i = 0; i < nre; ++i) {      int v1 = requests[i][0], v2 = requests[i][1];      if (UF.find(v1) == UF.find(v2)) ans[i] = true;      else {        UnionFind UFtmp = UF;        UFtmp.connect(v1, v2);        bool can = true;        for (auto r : restrictions) {          if (UFtmp.find(r[0]) == UFtmp.find(r[1])) {            can = false;            break;          }        }        ans[i] = can;        if(can) UF.connect(v1, v2);      }    }    return ans;  }