摘要：
可以直观地想到用优先队列来做，但数据范围是O(n)的 然后我们发现，因为我们每次挑出来的蚯蚓是单调的，所以把每个切成两段后，那两段也是对应单调的 也就是说，算上最一开始的蚯蚓，我们一共维护三个队列，三个分别单调，每次取出来最大的那个队头就行了 阅读全文
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离散化一下然后把姓名串和询问串都放一起做SA 和bzoj3277串类似地，满足某一询问的后缀（就是和这个询问对应的后缀的LCP>=这个询问长度的后缀）的排名也是一个区间，把这个区间二分出来即可 现在要做的两个问题就变成了： 给定一些区间、一些点，每个点有对应的颜色（就是sa[i]对应的那个姓名串对应 阅读全文
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无修改、询问区间种类数的问题可以很容易地用树状数组解决 我们先给询问按右端点排序，然后推着做，每次让a[i]++，表示i处新增了一个种类 但是这样会和前面的有重复，我们只要记下每个种类上次在哪里出现过，当这次又出现了，把前面的那次减掉就可以了 每次处理完之后，就可以计算所有右端点为i的区间的答案，就 阅读全文
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按照边权排序建出kruskal重构树，每次就变成了先找一个权值<=x的最远的祖先，然后看这个子树的第k小。离散化一下，在dfs序上做主席树即可 而且只需要建叶节点的主席树 注意输出的是第k小点的高度值 阅读全文
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dp..dp的时候不能设f[N][x1][x2][x3][x4]，会T，要把N省略，然后通过1/2/3/4牌的数量来算已经走到哪一个了 阅读全文
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我们先bfs一下看看是否能到最底下的所有点 如果不能的话，直接把不能到的那几个数一数就行了 如果能的话： 可以发现（并不可以）某格能到达的最底下的格子一定是一个连续的区间 （因为如果不连续的话，我们先假设中间有一个格x隔开了两个能到的区间，那x一定比那两个区间的端点高，但它又是可达的，那一定有一条路 阅读全文
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显然可以先把被覆盖掉的区间去掉，然后排个序，左、右端点就都是单调的 设f[i][j]表示前i个区间中删掉j个，而且钦定i不能删的最大覆盖长度 （如果不钦定，就要有一个删掉的状态，那我无法确定前面的到底到哪是没删的） 那么有$f[i][j]=max\{f[k][j-(i-k-1)]+R[i]-max( 阅读全文
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常见操作：先把所有串都连到一起，但中间加上一个特殊的符号（不能在原串中/出现过）作为分割 由于全部的子串就等于所有后缀的所有前缀，那我们对于每一个后缀，去求一个最长的前缀，来满足这个前缀在至少K个原串中出现过 那我们就二分一下这个前缀的长度。现在的问题就是怎么判断这个前缀是否在K个串中出现过了。 显 阅读全文
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原理 定义rank[i]表示suffix[i]在所有后缀中的字典序排名；sa[i]表示字典序排名为i的后缀是suffix[sa[i]] 定义height[i]表示排名为i的后缀和排名为i-1的后缀的LCP(最长公共前缀) 可以证明，$height[rank[i]]>=height[rank[i-1] 阅读全文
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我们先设f[i][j]表示长度为i，以j结尾的不降子序列个数，$f[i][j]=\sum{f[i-1][k]},A[k]<=A[j],k<j$，用树状数组优化一下可以$O(n^2logn)$求出来 然后我们让g[i]是长度为i的不降子序列的个数，答案就是$\sum{g[i]*(N-i)!-g[i+1 阅读全文