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Q1、奇偶频次间的最大差值 Ⅰ

1、题目描述

给你一个由小写英文字母组成的字符串 s 。请你找出字符串中两个字符的出现频次之间的 最大 差值，这两个字符需要满足：

• 一个字符在字符串中出现 偶数次 。
• 另一个字符在字符串中出现 奇数次 。

返回 最大 差值，计算方法是出现 奇数次 字符的次数 减去 出现 偶数次 字符的次数。

2、解题思路

1. 统计字符出现次数

   • 由于字符串只包含小写英文字母，我们可以使用 哈希表（unordered_map） 记录每个字符的出现次数。

2. 遍历哈希表，分类统计

   • 找到 出现次数是奇数的最大值。

   • 找到 出现次数是偶数的最小值。

3. 计算并返回结果

   • 如果 mineven 仍然是 INT_MAX，说明没有出现次数为偶数的字符，应返回 0。

   • 计算 maxodd - mineven 并返回。

3、代码实现

class Solution {
public:int maxDifference(string s) {unordered_map<char, int> hash; // 统计每个字符出现的次数// 统计字符出现次数for (const auto& ch : s) {hash[ch]++;}int maxodd = 0;        // 记录出现奇数次的最大值int mineven = INT_MAX; // 记录出现偶数次的最小值// 遍历哈希表, 找到最大奇数次和最小偶数次for (const auto& kv : hash) {if (kv.second % 2) { // 如果次数是奇数maxodd = max(maxodd, kv.second);} else { // 如果次数是偶数mineven = min(mineven, kv.second);}}// 如果不存在出现偶数次的字符, 返回 0if (mineven == INT_MAX) {return 0;}return maxodd - mineven;}
};

4、复杂度分析

• 时间复杂度：

  • 统计字符频率：O(n)

  • 遍历哈希表：O(26)（最多 26 个字母）

  • 总时间复杂度： O(n)

• 空间复杂度：

  • 需要 O(26) = O(1) 的空间存储哈希表（最多 26 个字符）。

  • 总空间复杂度： O(1)

Q2、K 次修改后的最大曼哈顿距离

1、题目描述

给你一个由字符 'N'、'S'、'E' 和 'W' 组成的字符串 s，其中 s[i] 表示在无限网格中的移动操作：

• 'N'：向北移动 1 个单位。
• 'S'：向南移动 1 个单位。
• 'E'：向东移动 1 个单位。
• 'W'：向西移动 1 个单位。

初始时，你位于原点 (0, 0)。你 最多 可以修改 k 个字符为任意四个方向之一。

请找出在 按顺序 执行所有移动操作过程中的 任意时刻 ，所能达到的离原点的 最大曼哈顿距离 。

曼哈顿距离 定义为两个坐标点 (xi, yi) 和 (xj, yj) 的横向距离绝对值与纵向距离绝对值之和，即 |xi - xj| + |yi - yj|。

2、解题思路

为了求解最大曼哈顿距离，我们需要动态地计算经过每一步移动后的曼哈顿距离，并考虑在每一步是否修改某些操作来增加这个距离。

1. 分为北南和东西方向：
   • 在任意时刻，当前位置的 x 和 y 坐标分别受东西方向（‘E’、‘W’）和南北方向（‘N’、‘S’）的影响。
   • 对于北南方向，我们关心的是 'N' 和 'S' 的出现次数，计算它们之间的差值来表示当前在 y 轴上的位置。
   • 对于东西方向，我们关心的是 'E' 和 'W' 的出现次数，计算它们之间的差值来表示当前在 x 轴上的位置。
2. 修改操作：
   • 我们可以修改最多 k 个字符，从而最大化曼哈顿距离。
   • 修改字符时，我们的目标是让北南方向和东西方向的距离尽量增大，因此在每次修改时，我们应选择最有利于增加距离的方向。
3. 动态更新曼哈顿距离：
   • 对于每一移动操作，我们都会根据当前的方向更新当前的 x 和 y 坐标。
   • 然后计算当前的曼哈顿距离，并查看是否需要修改操作来进一步增加距离。

3、代码实现

class Solution {
private:// 计算给定方向的曼哈顿距离int calculateManhattanDistance(int a, int b, int& modify) {// 计算 a 和 b 之间的距离, 以及我们最多可以修改的步数 modifyint d = min({a, b, modify}); // 可以修改的最小步数modify -= d;                 // 修改步数减少// 返回总的曼哈顿距离return abs(a - b) + d * 2; // 绝对差 + 修改带来的额外距离}public:int maxDistance(string s, int k) {int ret = 0; // 用于记录最大曼哈顿距离// 统计四个方向的出现次数int cnt['X'] = {}; // 用一个数组来记录 'N', 'S', 'E', 'W' 出现的次数// 遍历字符串s, 计算每步的曼哈顿距离for (char ch : s) {cnt[ch]++;      // 更新对应方向的次数int modify = k; // 重置剩余可以修改的步数// 计算北南方向的曼哈顿距离int northSouthDist =calculateManhattanDistance(cnt['N'], cnt['S'], modify);// 计算东西方向的曼哈顿距离int eastWestDist =calculateManhattanDistance(cnt['E'], cnt['W'], modify);// 更新最远距离ret = max(ret, northSouthDist + eastWestDist);}return ret; // 返回最大曼哈顿距离}
};

4、复杂度分析

时间复杂度：

• 遍历字符串 s 计算每步的曼哈顿距离，时间复杂度为 O(n)，其中 n 是字符串 s 的长度。
• 计算每次曼哈顿距离需要常数时间 O(1)。
• 总时间复杂度： O(n)。

空间复杂度：

• 使用一个大小为 4 的数组 cnt 来记录各方向的计数，空间复杂度为 O(1)。
• 总空间复杂度： O(1)。

Q3、使数组包含目标值倍数的最少增量

1、题目描述

给你两个数组 nums 和 target 。

在一次操作中，你可以将 nums 中的任意一个元素递增 1 。

返回要使 target 中的每个元素在 nums 中 至少 存在一个倍数所需的 最少操作次数 。

2、解题思路

这个问题可以通过 动态规划 和 子集最小公倍数（LCM） 的思想来解决。

1. 最小公倍数的概念：
   • 假设 a 是 nums 中的一个元素，b 是 target 中的一个元素。如果 a 是 b 的倍数，则 a % b == 0。如果我们希望在 nums 中的每个元素都至少是 target 中某元素的倍数，我们需要根据每个元素的倍数关系来计算递增次数。
2. 子集 LCM 的计算：
   • 对于 target 中的多个元素，我们可以计算这些元素的最小公倍数（LCM）。假设我们正在考虑 target 中某个元素的子集，我们需要计算该子集的最小公倍数，这样才能判断 nums 中哪些元素可以满足这些条件。
   • 为了计算每个子集的 LCM，可以使用动态规划的思想，遍历所有子集并更新 LCM。
3. 递归与记忆化搜索：
   • 对于 nums 中的每个元素，我们尝试递增它使其成为 target 中某个元素的倍数。
   • 使用一个 memo 数组记录已计算过的状态，避免重复计算。

步骤详解

1. 计算子集 LCM：
   • 对于 target 数组的每个子集，计算其最小公倍数（LCM）。在 nums 中，如果一个元素是某个子集 LCM 的倍数，那么我们可以考虑它作为这个子集的代表元素。
2. 递归动态规划：
   • 使用深度优先搜索（DFS）结合记忆化搜索（Memoization）计算最小的操作次数。dfs(i, j) 表示我们已经处理了 nums 中前 i 个元素，并且 target 中的子集状态为 j（j 是一个位掩码，表示 target 中哪些元素已被满足）。
3. 返回结果：
   • 最终返回的结果是从 nums 中选择最小操作次数的答案。

3、代码实现

class Solution {
public:// 计算两个数的最小公倍数 (LCM)long long lcm(long long a, long long b) { return a * b / __gcd(a, b); }// 预处理 target 数组的所有子集的 LCMvector<long long> calculateLCMSubsets(const vector<int>& target) {int m = target.size();vector<long long> lcms(1 << m, 1); // 初始化 lcms 数组, 大小为 2^m, 每个值都初始化为 1// 对每个 target 的元素进行处理for (int i = 0; i < m; ++i) {int bit = 1 << i; // 当前元素对应的位for (int mask = 0; mask < bit; ++mask) {lcms[bit | mask] = lcm(target[i], lcms[mask]); // 更新子集的 LCM}}return lcms;}// 计算最少的操作次数, 确保 nums 中每个元素是 target 中某元素的倍数int minimumIncrements(vector<int>& nums, vector<int>& target) {int n = nums.size();int m = target.size();// 计算 target 数组的所有子集的 LCMvector<long long> lcms = calculateLCMSubsets(target);// 创建 memo 数组, 缓存已经计算过的状态, 避免重复计算vector<vector<long long>> memo(n, vector<long long>(1 << m, -1));// 定义 dfs 函数, 递归计算最小操作次数auto dfs = [&](auto&& dfs, int i, int j) -> long long {if (j == 0) {return 0; // 如果 j 为 0, 说明已经满足条件, 不需要操作}if (i < 0) {return LLONG_MAX / 2; // 超过范围时返回一个很大的值, 防止溢出}long long& res = memo[i][j];if (res != -1) {return res; // 如果已经计算过, 直接返回缓存的结果}res = dfs(dfs, i - 1, j); // 不修改 nums[i]// 枚举 j 的所有非空子集for (int sub = j; sub; sub = (sub - 1) & j) {long long l = lcms[sub]; // 当前子集的 LCMres = min(res, dfs(dfs, i - 1, j ^ sub) + (l - nums[i] % l) % l); // 更新最小操作数}return res; // 返回结果};// 从数组的最后一个元素开始, 计算整个数组的最小操作次数return dfs(dfs, n - 1, (1 << m) - 1);}
};

Q4、奇偶频次间的最大差值 Ⅱ

1、题目描述

给你一个字符串 s 和一个整数 k 。请你找出 s 的子字符串 subs 中两个字符的出现频次之间的 最大 差值，freq[a] - freq[b] ，其中：

• subs 的长度 至少 为 k 。
• 字符 a 在 subs 中出现奇数次。
• 字符 b 在 subs 中出现偶数次。

返回 最大 差值。

注意 ，subs 可以包含超过 2 个 互不相同 的字符。.

子字符串 是字符串中的一个连续字符序列。

2、解题思路

1. 字母频次计数：

   • 为了方便处理，我们可以将字符串 s 中的字符映射为数字 0 到 4，即用整数表示字符。例如，假设 s 只包含字符 0, 1, 2, 3, 4，我们可以直接用这些数字来进行频率统计。

2. 滑动窗口的应用：

   • 使用 滑动窗口 来遍历字符串中的每一个可能的子字符串，并检查子字符串的频次是否符合题目条件。窗口的大小需要至少为 k，即 right - left + 1 >= k。

3. 频次条件：

   • 我们需要一个子字符串，使得某个字符 a 在子字符串中的出现次数为奇数，另一个字符 b 的出现次数为偶数。通过更新频次并调整窗口的左右指针来找到合适的子字符串。

4. 最大差值的计算：

   • 对于每个字符对 (odd_char, even_char)，我们维护两个频次数组：current_freq（当前子字符串的频次）和 prev_freq（上一个子字符串的频次）。通过滑动窗口不断更新这两个数组，计算最大差值。

3、代码实现

class Solution {
public:int maxDifference(string s, int k) {// 常量, 表示一个很大的数, 用于初始化const int INF = INT_MAX / 2;int result = -INF; // 用于存储最终的最大差值// 遍历所有可能的字符对 (x, y), 其中 x 和 y 不相同for (int odd_char = 0; odd_char < 5; ++odd_char) {for (int even_char = 0; even_char < 5; ++even_char) {if (odd_char == even_char) {continue; // 如果两个字符相同, 则跳过}// 初始化频率数组int current_freq[5] = {0}; // 当前子串中每个字符的出现次数int prev_freq[5] = {0};    // 上一个子串中每个字符的出现次数int min_diff[2][2] = {{INF, INF}, {INF, INF}}; // 最小差值数组int left = 0; // 左指针, 表示当前子串的起始位置// 遍历字符串for (int right = 0; right < s.size(); ++right) {// 增加当前字符的频率current_freq[s[right] - '0']++;// 当子串长度大于等于 k 且字符 x 和 y 的频次符合要求时while (right - left + 1 >= k && current_freq[odd_char] > prev_freq[odd_char] &&  current_freq[even_char] > prev_freq[even_char]) {// 计算当前子串的频次差int parity_x = prev_freq[odd_char] & 1; // x字符的奇偶性int parity_y = prev_freq[even_char] & 1; // y字符的奇偶性// 更新最小差值min_diff[parity_x][parity_y] = min(min_diff[parity_x][parity_y], prev_freq[odd_char] - prev_freq[even_char]);// 移动左指针, 更新 prev_freqprev_freq[s[left] - '0']++;left++;}// 计算当前的最大差值result = max(result, current_freq[odd_char] - current_freq[even_char] - min_diff[current_freq[odd_char] & 1 ^ 1][current_freq[even_char] & 1]);}}}return result;}
};

4、复杂度分析

时间复杂度： O(n)，其中 n 是字符串 s 的长度。

空间复杂度： O(1)，使用常数空间。