摘要：
暴力 O(n^4) dp，前缀和也就是 O(n^3) 依然不行 显然，我们发现，对于一些格子，我们只关心哪些格子与他颜色相同 那么思路就来了，我们在每列上对每种颜色建一棵BIT，然后查询就可以做到 O(n^2logn) 了，即可通过此题 阅读全文
摘要：
首先，对于四种字母处理出可以匹配到的范围,即 $i k$ 至 $i+k$ 使用差分可以在 $O(n)$ 之内求出来 我们就得到了 $4$ 个长度为 $n$ 的 $01$ 串 对于匹配串的 $i$ 位右移 $i$ 位后全部 $and$ 起来，最后 $1$ 的个数即为答案。 使用 $bitset$ 让时 阅读全文
摘要：
吐槽题目有点长 一种贪心方法是错误的：时间越少越优，已经被样例否决 显然可以 $dp$ $dp[i][j][k]$ 表示对于 $i$ 人，它移动了 $k$ 天到达了 $j$ 的最小代价 然后暴力转移即可 但是这个移动了 $k$ 天的这个 $k$ 要开多大？ 通过一系列的尝试确定大概 $2 10^5$ 阅读全文
摘要：
发现这个水题 一眼就感觉是 $kmp$, 因为 $nxt$ 数组天生就是干这种事情的 答案集合就是从 $n$ 跳 $nxt$ 所能跳到的所有节点 那个出现次数怎么搞？ 显然可以 $dp$ $dp[i]$ 表示跳到 $i$ 的方案数 然后倒叙枚举 $i$, $dp[nxt[i]]+=dp[i]$ 然后 阅读全文
摘要：
因为最多一只同意，所以我们就可以考虑一个区间哪只同意 对于区间 $[l,r]$，设 $Pro=\prod\limits_{i=l}^r(1 p[i]),Sum=\sum\limits_{i=l}^r\frac{p[i]}{1 p[i]}$ 答案显然就是 $Pro Sum$ 直接枚举是 $O(N^3) 阅读全文
摘要：
一种新的 $dp$ 优化方法 设 $f[i][j]$ 表示涂到第 $i$ 个球，涂了 $i$ 和 $j$ 的最小代价 首先能够想出一种朴素的转移方程： $f[i][j]=min(f[j][k])+c[j]~(k i+1 m)$ 这样是 $O(nm^2)$ 的，我们尝试去优化 对于 $j,i~\in~ 阅读全文
摘要：
因为题目要求的是必须要全部拥有，那么天生就有一种与的性质，然后就会想出一种暴力做法： 对于每一个标签，用一个bitset存储哪些文件有它 然后查询就是把所有的标签的bitset取个and就是答案集合 然后就过了 阅读全文