看到这个题的第一眼就气笑了，都 2026 年了，出题人企图让我在代码里用小数运算。

这给了我一个提示：说不定这个与众不同题其实就是要用一些与众不同的算法。

注意到分配最多摊位的社团与分配最少摊位的社团的摊位差不超过 $30$，因为对于任意 $i,j$，都有 $u_i\times 2^{30}>u_j$。

好的，我们先执行这样的操作若干轮：每次都给一个社团一个摊位，但需要保证 $m-n\ge 30n$。

什么，暴力模拟会 TLE，没事，我们模拟倍增的过程分配。

此时 $m$ 被缩小到 $31n$ 这个级别了，直接用堆模拟即可，时间复杂度 $O(n\log^2 V)$。

注意到 COGS 机子太垃圾被卡常了，只能把 $m$ 缩小到 $30n$ 这个级别了。

最劣解喜加一。

官方题解。来源：清华大学学生算法协会仓库

$H$ 的数据范围暗示，需要高效的算法来确定分界值 $u^*$。由于分界值 $u^*$ 和划分出的席位数（即 $u_i/2^j \ge u^*$ 的 $(i,j)$ 对数）之间具有良好的单调关系，可以用二分 $u^*$ 的办法求解。

每次二分 $u^*$，对每个 $u_i$ 判断可以分得多少席位。整理不等式可得

$$j \le \log\frac{u_i}{u^*}$$

故可以分得 $\left\lfloor\log(u_i/u^*)\right\rfloor$ 个席位。对每个 $u_i$ 可以 $O(1)$ 求解（假设忽略运算复杂度），则总复杂度为 $O(T\log H)$，可以通过本题。

直接对 $u^*$ 二分，可能会出现很大的精度问题：每个 $u_i$ 最少分得 $H/T$ 个席位，故

$$u^* \approx \frac{u_i}{2^{H/T}} \rightarrow 0$$

一种解决办法是，对 $v^*=\log u^*$ 进行二分，则可以转化为 $j = \left\lfloor\log u_i − v^*\right\rfloor$，相对而言精度问题不大。

更进一步地，可以对 $v^*$ 的整数部分和小数部分分开求解。整数部分需要根据是否大于 $\left\lfloor\max\log u_i\right\rfloor$ 简单讨论，小数部分直接排序即可。这样可以完全避免精度问题。