02 2019 档案
摘要：真·毒瘤题 这个题面写错了一句话。要求的是每个节点的石子树 =它的两个儿子石子数的和。 首先考虑怎么算石子分配的方案。 如果对这棵树每个节点的石子数都和儿子差分一下的话，可以唯一对应一颗每个点都要一个 =0的权值的树。 且这棵树的权值和为x。 那么就可以插板法算一下了，因此它与树的结构无关，只与大小
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摘要：每个串拆成两个，都插入trie数。 把trie树建出来后，每一条从根到叶子的链上最多只能有一个变量为1。 这是个经典的前后缀优化2 sat建图的套路。 树上的做法也就是边dfs边做而已。 cpp include define N 3300000 define eps 1e 7 define inf
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摘要：pro: 维护一个01字符串,支持在结尾动态加字符。 每一个长度 define N 22000 define L 20000 define eps 1e 7 define inf 1e9+7 define db double define ll long long define ldb long d
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摘要：给定一个打乱的等差数列，每次两种操作。 1.查询一个位置。 2.查询是否有比x大的数字。 一共60次操作。 sol: 30次操作即可二分出首项。 剩下30次操作查询出30个位置然后两两做差取gcd即可得到公差
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摘要：考虑维护出每一个点左边第一个比它大的位置，右边同理，这样有一个合法区间。 然后对询问离线，由于要求只包含区间内的贡献，扫描线+线段树解决。 T1 http://codeforces.com/problemset/problem/1117/G 考虑一下笛卡尔树，然后分析出答案等于这个区间形成的笛卡尔树
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摘要：如果我们能询问一个排列的话,我们就可以得到这个置换，然后反向求解。 但现在字符集只有26。 考虑26^3 1e5。 用一个三维坐标去映射到一个一维整数，然后就可以构造排列了。 cpp include define N 1100000 define eps 1e 7 define inf 1e9+7
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摘要：在何Au的讲解下终于搞明白了这个以前的坑。 首先考虑最小路径覆盖。 这个题意又要求我们求出的最大流为n 1(这样才能保证路径为1条) 考虑高速航行模式的图怎么建,只需要保证最大流的同时费用最小即可,显然费用流。 再考虑跳跃模式,等价于每个点都互相连边,代价是跳跃的定位时间。 直接暴力建图,每个点向另
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摘要：考虑kmp。 这个题的主要问题就在于怎样使复杂度是正确的O(n)。 可以先预处理一个数组cnt[]表示不考虑不能相交这个限制，有多少个border。 这个东西其实也就是fail树上的深度。 然后考虑怎么算num，直接暴力跳到长度<=i/2为止,第一合法个位置的cnt就是答案。 这样做复杂度依然是均摊
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摘要：直接对树dfs一发，对每个节点建出主席树。 查询的时候主席树上二分，四个参数x+y-lca(x,y)-fa[lca(x,y)]。 如果要求支持动态加边的话，只需要一个启发式合并即可，每次暴力重构主席树。
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摘要：我们首先考虑没有操作1和操作2怎么做 分析一下lca(x,y)!=root这个条件。 也就是说，每一组中的任意两个点，都需要属于根节点的两个不同儿子的子树。 我们不妨求出根节点的每一个儿子中有多少个给出的点，这个直接用树状数组就能求出来。 这样就得到了一个序列a1,a2...acnt。 这里注意：这
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摘要：01背包退背包 首先dp出01背包数组dp[]。 完全背包退背包 首先dp出完全背包数组dp[]。 转移的时候带系数的背包不一定可以退背包。 还有个比较经典的题 https://www.luogu.org/problemnew/show/P1450 容斥求多重背包方案数。
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摘要：考虑到路径是有向的，不是很好维护。 如果路径无向的话，可以直接转化为链加和查询操作。 既然有向的话，不妨考虑一波hash。 对于一组询问x,y，可以把树划分为两颗子树。 合法显然需要满足 x子树的起点的hash=y子树的终点的hash x子树的终点的hash=y子树的起点的hash 直接用LCT维护
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摘要：day4 下午：订正上一场CF的D和E，学习ETT。 晚上：订正ZR T1，codeforces。 半夜：LCT习题一道，继续学习组合数学，做两道题。 day5 订正CF F题
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摘要：https://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=2555 想一下sam求子串出现次数的方法基本就能得到正解。 由于子串出现次数是一个子树和的形式。 动态插入字符串又要求动态维护树的结构，显然要用LCT。 注意一下LCT维护子树和的写法即可。 cpp
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摘要：这个题目很明显在暗示你要用泰勒展开。 直接套上去泰勒展开的式子，精度的话保留12项左右即可。 分别维护每一项的和，可能比较难写吧。 然后强行套一个LCT就没了。
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摘要：题目：https://www.luogu.org/problemnew/show/P3721 手玩一下即可AC此题。 结论：插入x后，x要么会成为x的前驱的右儿子，要么成为x的后继的左儿子，这取决于它的前驱和后继的深度。 证明：首先可以证明的是，x的前驱和后继一定存在祖先与后代的关系，因为如果不存在
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摘要：比赛的时候又被垃圾题艹翻了啊。 这个题显然是区间dp 考虑怎么转移。 类似消除方块和ZYB玩字符串那样的一个DP。 可以从左到右依次考虑消除。 dp[l][r][k][flag]表示区间l,r左边粘着k个flag。 转移方式： 1.考虑强行去继续黏上下一个字符并使k+1。 2.考虑把一段跳过去，让被
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摘要：又傻掉了呢 看到连乘显然直接转原根变成线性齐次递推式。 矩阵乘法求一发。 然后分析一下发现是个x^k=m的形式。 按照套路解一下高次方程就好了。 需要用到exgcd和bsgs。 cpp include include include include include include include i
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摘要：(k<=1e5，求的方案是有顺序的,即{2,3}和{3,2}不同) sol: 首先考虑没有1的限制怎么做。 就是一个很简单的插板法。 对每个因子插板法一下。 O(m)的复杂度就能求出来。 正解呢？ 考虑容斥。 这样可以把不能为1的那个限制去掉。 枚举一下至少有i个位置为1后， 不妨把上一步中那个方法
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摘要：https://www.cnblogs.com/butterflydew/p/10457362.html 一定注意容斥的时候-1的系数多减了1。 然后一种很常见的min-max容斥的策略就是以每个元素的出现时间作为权值。 最后一个出现的时间即为max,也就等价于全集出现的时间。
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摘要：题意： sol: 考虑floyed 直接暴力做的话复杂度是k×n^3会炸。 考虑一个比较神仙的分块做法。 注意到我们是可以直接求单独某个k的矩阵，使用矩阵快速幂即可（取min的矩阵乘法）。 单独求一次的复杂度是O(n^3logk)。 设块的长度为100。 对k/100的分块边界求一下它们的矩阵。 这
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