08 2017 档案
摘要：SVD（奇异值分解）真的是一个神奇的东西，这里就写个小结。 其实原理并不是那么难理解。 它在数据去噪方面和降维上有特殊作用，也与PCA有很大的联系。 首先我们先回顾一下 EVD，特征值分解，可以对SVD有更好地理解 一、特征值分解 特征值分解是每本线性代数书上基本都会涉及到的东西，涉及的基本原理也比
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摘要：#include #include #include using namespace std; typedef long long LL; const int maxn = 1e5 + 100; class FWT{ public: void fwt(LL *a, int n){ for(int d = 1; d >T; while(T--){ ...
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摘要：题解： 考虑用线段树维护楼的最大值，然后这个问题就很简单了。 每次可以向左二分出比x高的第一个楼a，同理也可以向右二分出另一个楼b，如果a,b都存在，答案就是b-a-1。 注意到二分是可以直接在线段树上进行的，所以复杂度是O(nlogn)。 当然这里是用分块做的，更暴力一些。
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摘要：题解： 比较水的题目 dp[i][j]表示[i...j]最少改变几次变成回文字符串 那么有三种转移 dp[i][j] = dp[i+1][j-1] + s[i] != s[j] dp[i][j] = dp[i+1][j] + 1（删除左边的字符，或者在右边添加一个字符与左边匹配） dp[i][j]
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摘要：题解： 其实就是对应三种dp的转移方式 1、拼接类型 dp[i][j] = dp[i][c] + dp[c][j] 2、不变类型 dp[i][j] = j-i+1 3、重复类型（必须满足有k个循环节） dp[i][j] = width(k) + 2 + dp[i][i+L-1] 直接记忆化搜索即可，
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摘要：题解： 可以考虑每一层结点的子树大小 必定满足下面的情况，即 a,a,a,a,a,a,b,c,c,c,c........ 然后每一层依次往上更新，结果是不变的 一共有logn层，所以依次扫上去，统计结果即可 注意到k=1的时候，是一条链，需要特殊处理orz 这个打表可以发现明显的规律，也是二进制的一
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摘要：题解： 考虑一开始时，左边从1开始枚举，右边从n开始枚举 我们可以得到一个最大的值k。 但是如果这样依次枚举，复杂度肯定是n^3，是不行的 考虑如何利用上一次的结果，如果我们把1和n同时去掉 就可以利用上一步的结果了（因为剩下的匹配仍然没有改变） 这样依次扫一遍，每次O(n)的时间可以得到O(n)对
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摘要：题解： 这里是用解析解的做法， 我们发现如果以P和Q做椭圆，那么当椭圆与圆相切的时候，答案最优 那么方程就是这样的 联立之后，解delta等于0，可以得到 答案就是2a了 注意不一定任何情况都有解，当delta等于0时，不一定存在那个点，这个时候显然就为中垂线与圆的交点，特判一下即可 此外点重合也要
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摘要：题解： 然后就是接下来如何fwt 也就是如何处理bit(x) - bit(y) = bit(k)这个条件。 其实就是子集卷积。 把bit(x)和bit(y)划分成两个集合，然后就是子集卷积的形式。 这里设两个新的数组 A[bit(y)][y], B[bit(x)][x]，代表拆出来的相应数组 然后对
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摘要：B. 题解： 枚举约数即可，判断n个数能否填约数的整数倍 C. 这题暴力贪心就可以过了orz 不过也有二分+动态维护凸包的神奇做法，这里不多说了
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摘要：题解： 我是参考的 http://blog.csdn.net/qq_32570675/article/details/76571666 这一篇 orz 原来可以这么变换，涨姿势 代码：
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摘要：题解： 官方题解太简略了orz 具体实现的方式其实有很多 问题就在于确定A[j]以后，如何找符合条件的A[i] 这里其实就是要提前预处理好 我是倒序插入点的，所以要沿着A[k]爬树，找符合的A[i] 如果发现A[i]与A[k]的第p位不同，比如A[k]位1，A[i]为0，那么所有的在i右边的第p位为
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摘要：题解： （并查集处理往上跳的时候，一定要先让u,v往上跳到并查集的祖先，不然会wa掉） 代码如下：
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摘要：题解： 其实贪心地算就可以了 一个最优的分配就是每条边权贡献的值为min(k, sz[x])，sz[x]是指子树的大小 然后最后加起来就是答案。
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