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思路： 暴力建图有n*m条边 考虑怎么优化 （那就只能加个线段树了呗） 然后我就不会写了..... 抄了一波题解 阅读全文
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思路： 呃 水题不解释 行么,, 阅读全文
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思路： 一开始 我是想 对于固定的左端点 从左到右 最多有 log种取值 且单调递减 那不妨倍增预处理+二分GCD在哪变了.. 复杂度O(nlog^2n) gcd最多log种取值.. 好了我们可以暴力了... 复杂度O(nlogn) 阅读全文
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思路： 懒得写了 http://blog.csdn.net/werkeytom_ftd/article/details/51277482 阅读全文
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思路： 高一神犇 竟然 问我这道题 我光荣地 看着题解（划掉） 写了一下午 QaQ multiset不能erase(一个值) 这样就把等于这个值 的数都erase掉了 （woc我一开始不知道啊啊啊 ） 注意细节... 阅读全文
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思路： 最裸的方程：f[i][j]=Σf[i-1][j-k]*F[k] 诶呦 这不是卷积嘛 f[i]就可以用f[i-1]卷F 求到 但是这样还是很慢 设p[i] 为Σ f[j]（1<=j<=i） 发现p可以倍增推 于是 就 倍增一下 就完了... http://www.cnblogs.com/Sky 阅读全文
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思路： 我们可以分开算每个格子自己的期望啊... 期望可以累加的 那就把这个大格子 分成 9个部分 分别算好了... 阅读全文
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思路： 经典题 不解释 找到最小的数mn 所有都是在mod mn的意义下 搞得 i->(i+a[i])%mn 边权为a[i] 阅读全文
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思路： 数据范围不大.. 那我们就枚举M好了.. 再两两判断一下有没有冲突 怎么判断呢？ exgcd!!! p[i]*k+c[i]=p[j]*k+c[j] (mod m) (p[j]-p[i])*k=c[i]-c[j](mod m) (p[j]-p[i])*k+m*b=c[i]-c[j] 但是 gc 阅读全文
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思路： 求出每行的和 sum_row 每列的和 sum_line 二分最后的答案mid S->i 流量[sum_row[i]-mid,sum_row[i]+mid] i->n+j 流量[L,R] n+j->T 流量 [sum_line[i]-mid,sum_line[i]+mid] 套用有上下界的网 阅读全文
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思路： 套用有上下界的网络流 就好了 （这算是裸题吧） 比如 有条 x->y 的边 流量上限为R 下限为L 那么du[x]-=L,du[y]+=L 流量上限变成R-L du[x]>0 SS->x 流量为du[x] 否则 x->TT 流量为-du[x] 阅读全文
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思路： 先二分答案 f[x][j]表示在x的子树里选j个点 初始化 x!=0 -> f[x][1]=p[x]-s[x]*mid x=0 -> f[x][0]=0 类似4033的那样转移 看似O(n^3)实际O(n^2) 加一个二分 复杂度O(能过) 阅读全文