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题面传送门 按照常见莫反套路先拆式子 \(\prod\limits_{i=1}^{N}{\prod\limits_{j=1}^{N}{\frac{i\times j}{gcd(i,j^2)}}}\) \(\prod\limits_{i=1}^{N}{i^{2N}}\times \prod\limit 阅读全文
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题面传送门 说是模板却有一点建模难度。 关于有源汇上下界最大流可以看这篇博客这里只说怎么建边。 首先肯定是从源点向每一天连$[0,D_i]\(的边。从每个少女向汇点连\)[G_i,INF]$的边。 然后由每一天向对应的右部点连$[L_i,R_i]$的边。然后跑网络流即可。时间复杂度$O(能过)$ c 阅读全文
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题面传送门 我们已经知道无源汇怎么办了，现在考虑有源汇。 可以发现除了源点和汇点都是满足流量守恒的。所以我们只要让源点和汇点流量守恒即可。 所以只要给汇点流向源点无限容量边即可。 但是这个只是一个可行流。不是最大流。 我们要想办法将其变成最大流。因为虚拟源和虚拟汇都被我流满了，所以改成在起初的源点和 阅读全文
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题面传送门 这个东西看上去其实很难做。 有一个naive的想法就是把每条边的权值重新定为$upp-low$，然后跑最大流。 但是有一部分流量会飞掉。有一些点入流不等于出流。 这时候我们建一个超级源与超级汇。 设$cnt_u=\sum\limits_{(v,u)\in E}{low_{(v,u)}}- 阅读全文
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题面传送门 其实在链上不是很好吗，为什么要把它上树呢 容易想到网络流。 但是有一个大问题就是网络流没有办法表示加和。 其实如果是普通线性规划这个东西不应该连续起来。 但是它连续了就有了可以做的办法。 定义$(x,y,g,w)$为$x->y$流量为$g$，费用为$w$的边。 如果我们连$(ST,1,I 阅读全文
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题面传送门 盲猜了个结论然后居然对了。 如果我们把a看成$0$，b看成$1$，c看成$2$，容易发现一次变换后所有值加和$\mod 3$的值不变。 然后稍微想一想就可以发现除了$T=S$之外，$T$中一定至少一个相邻两字符相同。 所以这个是必要条件。 然后我猜这是个充分条件。 所以基础dp即可。 c 阅读全文