09 2023 档案
摘要:Day 。 首先容易找到周长为 和 的矩形,所以答案下界是 。 考虑按照整个矩形中心坐标,将矩形分成 个子矩形,观察到若有矩形完全包含于其中一个子矩形,则其周长必不超过 \(2\max(w,h)\
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摘要:Day 。 如果有权值为 的边,用所有这样的边把环分成若干条链。 不难发现若起始点在链的一端,先手必胜当且仅当链长(边数)为奇数。可以进行归纳证明,这种情况下先手每次移动必将边权置为 。 继续推性质: 起始点在长度为奇数的链(奇链)上,那么删掉这
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摘要:Day 0001 0110。 考虑对每个点 计算贡献,求出所有经过它的路径的两个端点,包含这些点的最小连通块大小就是以 为端点的 答案数对的个数。 根据经典结论,对于 个点的点集 ,钦定 \(u_0
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摘要:Day 21。 容易发现最优解里一定存在一种方案,为「一开始停留一段时间,然后一直往下一个取」的形式。通过调整容易证明。 断环成链,直接列出式子: 令 \(t
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摘要:2D0y a。 结论拍脸。 显然如果 这样连边的话,连出来是一个森林。 结论就是 个 到根的路径的点,去重后的个数不超过 。 然后 bitset 维护所有走过的点,建出虚树,点数就变成
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摘要:你细品巨大多太阳的题解,虽然看不懂,但是发现挺有道理的。 容易发现,一个无向图是可环覆盖图,当且仅当所有点的度数为偶数。所以将一条边 看作集合 ,相当于求选出 个集合 ,其对称差为 \(\varno
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摘要:1D8 ya。 设 表示覆盖了 子树并且向上覆盖到了深度为 的最小代价。 考虑合并儿子 : \[f'_{u,i}\gets \min\left(f_{u,i}+\min\limits_{j=1}^nf_{v,j},f_{v,i}+\min\l
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摘要:题意就是给定一个竞赛图,多次询问,每次询问有多个源点 ,单个汇点 ,一条边流量为 ,求最大流。 考虑转成最小割,相当于将 划分成两个集合 , 且 \(S\cap T=\varnothi
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摘要:1D6y a。 回忆平面图欧拉公式。 为点数, 为边数, 为面数, 为连通块数。 以下称河流为黑块,土地为白块。将白块看成点,四联通的白块之间连边,不难发现矩阵查询即询问导出子图的连通块数。考虑平面图欧拉公式,那么只需要求出导出子
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摘要:Part 1. 转换 由于 ,这个 显然可以化简: \[\begin{aligned}f(B)&=\sum\limits_{i=1}^{n}\sum\limits_{j=1}^t\sum\limits_{k=\min(B_{i,j},B_{i+1
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摘要:Da 1y3。 今天因为初赛实在是没时间(懒得)写题了www,就放一道之前模拟赛场切的题吧。还有这个 CF 评分是假的,难点在于看懂题。 考虑令 表示序列中 元素的出现次数,对于一次询问 ,令 表示 \(a_l,a_{l+1},\cdots,
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摘要:Dqy 7。 计几结论拍脸,感觉不如原神。 Binary search is your friend. 考虑二分答案,二分一个距离 ,考虑求出 的无序点对 数量。 以 为半径作圆 。考虑如果一个点
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摘要:Day 5。 考虑 Kruskal 算法的过程,即边权从小到大依次加入边,每条边连接两个连通块。很重要的性质是每次加入的边边权**单调不降**。 于是权值 内的边组成的最小生成树,相当于从权值为 的边开始跑 Kruskal,取所有 的边组成的最小生成树,树上所
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摘要:整体二分。 有个小技巧,就是可以把存边的数组往后复制一遍,然后删去区间 就相当于保留区间 的边。于是只需要解决这么个问题: > 给定一张 个点 条边的无向图, 次询问,每次只保留区间 的边,问是否是二分图。 乍一看有点
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