摘要：
T1 怎么就没往网络流方向想呢 可以感性证明同时在一个格点上是不会影响答案的 所以可以直接$S $初始点，末态点$ T$，连$(1,0)$边 可以到达的合法点之间连$(INF,1)$ 跑一个最小费用最大流即可 无解便是没有流满 T2 设$dp[i][j][k]$代表现在该$[i,j]$不用考虑k以下 阅读全文
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T1 异或和为0则先手必败 设$dp[i][j][k]$代表考虑到$i$选了$j$个数(对$d$取模)异或和为$k$的方案数 假如把$a$从大到小排序的话便可以剪枝： 第三维是$2^b$(b是满足$2^b a[i]$的第一个数) 复杂度$O(1e7 d)$ T2 设$f[i][j][k]$代表从S走 阅读全文
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首先把$a_i$全减$i$，那么变为不降即可 设$f[i][j]$代表考虑到第$i$个位置,$i$是$j$的最小代价 显然$j$只会是$a$的某一个 离散化一下即可 复杂度$O(n^2)$ 加强版： 观察$dp$数组发现，$f[i][j]$是关于$j$分段的一次函数，并且函数是凸的？？? 那么便可以 阅读全文
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T1 这种区间$gcd$问题首先想到做多有$nlog$个权值 把它们按照权值排个序 每一个都形如${L,R,x,w}$ 对于权值相同的便可以进行dp了 设$f[i]$代表$[1,i]$的方案数 对于每个${L,R,x,w}$都会使$f[x+1...n]+=\sum_{i=L}^{R}f[i-1]$ 阅读全文
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T1 首先整出一棵生成树来 剩下的边假如不是二分图那么一定有奇环 否则考虑对于两个二分图都进行黑白染色 那么一个点会有一对颜色(x,y) 一共有4种这样的对 所以可以4色染色它们 很巧妙的题 T2 sub1 直接模拟 sub2，3 需要一次求出至少3个解，普通的解方程肯定是不行的 考虑整一个进制来使 阅读全文
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考虑枚举root那么所有操作点对一定不是祖孙关系 设f(x)代表x子树中能消掉的最大对数 sum(x)代表x子树内dis之和 max(x)代表x的儿子的最大sum 那么$1>sum-max<max f(x)=sum-max+{0=<k<=f(u)|k*2<=max*2-sum}$ 剩下$2max-s 阅读全文
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T1 考虑建出parent tree那么两个串的LCP的长度就是lca处的len 用lct维护最大的endpos，树状数组维护最大值 离线扫描线即可 T2 设f[x]代表令x的子树大小<=n/2的最小代价 g[x]代表切完后的剩下多少 简单的树形dp求出以1为根后 考虑换根dp对于每个点向儿子dfs 阅读全文
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T1 题目大意：给定一个n个点m条边的有向图，对于每条边求其翻转后是否SCC个数发生变化（n<=1000,m<=200000） 假设现在考虑一条边(u,v)，设去掉这条边后u->v,v->u的状态分别为L,R 1>L=1,R=1 u,v一定在同一个SCC里一定不变 2>L=0,R=0 一定不在也不变 阅读全文
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T0 复习了好多组合计数的知识，第二次遇到minmax容斥以及相关的题 T1 首先枚举i,之后列出不能同时存在的点对 设一共有m个，那么独立的便有k-2m个 之后枚举选x个点对 贡献就是$2^x*y$ y是x个大于0的数加上k-2m个大于等于0的数加和为n的方案数 考虑先给这k-2m都加1 那么便可 阅读全文
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