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建议改为：如何使用FWT直接把反演题草过去 需要清楚 FWT 的本质是什么。 首先我们有一个明显的 DP： 设 \(dp[u][x][S]\) 代表 \(u\) 在图中为 \(x\)，子树包含集合 \(S\) 的方案数。 那么我们只需要枚举可行的 \((v,y)\)，然后做子集卷积就行。 复杂度 \ 阅读全文
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真是不管什么时候来做这道题都会觉得很神仙呐。。。 观察一下，如果存在一个合法的印章，那么这个印章一定是这个串的前缀，也是这个串的后缀。 即合法的印章一定是原串的 \(\rm Border\)。 于是设 \(dp[n]\) 为 \([1,n]\) 这个前缀的最短的印章长度。这个印章就是 \([1,dp 阅读全文
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挺简单的一道数据结构。。。 首先考虑这个“改造”的本质，很明显是把一颗子树塞到了另一个节点下面。 考虑一个节点可能成为重心的条件。条件很明显是只有一颗子树的大小大于 \(\frac n 2\)，否则一定不行。 考虑将这个子树的一个子树塞到我的别的子树中去。假设最大的子树大小是 \(x\)，最小的子树 阅读全文
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乱 搞 做 法 仅供参考 不会神秘背包技巧怎么办？只会代数爆推怎么办？ 发现这个像是一个计数背包然后每次阉割掉一个位置。 考虑做前缀后缀背包然后卷起来，因为考虑成 GF 就是在求 \(\sum_{j=1,i \neq j}^n(1-x^{w_j})\)。 考虑前缀和后缀多项式卷积，暴力做复杂度会炸掉 阅读全文
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看 DP 的时候翻到的题，发现这题的坑鸽子了一年半 这个状态感觉比较厉害，还是来记录一下吧。 首先硬币数量很少让我们想到状压，可以想出来一个十分 navie 的状态：\(dp[S][n]\) 表示用过 \(S\) 这些硬币，走到 \(n\) 的最少花费。 转移也是十分暴力，但是不可能通过此题。 不可 阅读全文
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~~心血来潮跑来实现以下这个东西~~ 我们应该知道杜教筛的理论是 $f * g=h$，那么问题在于如何找 $g$。 之前的blog应该提到过可以令 $g(p)=-f(p)$，这样一来 $h$ 就只会在PN处有值。于是可以大力爆搜 $h$，而 $g$ 的块筛又很好处理。 但是这样复杂度会有一个下限为 阅读全文
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居然一下就做出来了。。。不知道是不是对的/fad 考虑操作的本质，首先将所有元素插入线段树中。 来依次考虑每一种操作： 区间与 注意到这个操作类似将某些节点的右儿子合并到左儿子上，而一个节点最多被合并一次，所以可以暴力合并，如果没有兄弟那就打上标记。 区间或 和前者类似。 区间异或 这个操作是交换左 阅读全文
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这玩意儿怎么看上去就很经典啊（ 哦互不相同啊，那没事了（ 考虑一个 \(\rm DP\)。由于限制了互不相同，那么我们考虑从值域开始想。 设 \(dp_{n,k}\) 为在 \([1,n]\) 中选了 \(k\) 个数的权值之和。 容易得到有： \(dp_{n,k}=\sum_{i=1}^{n-1} 阅读全文
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压 位 T r i e 入 门 练 习 题（确信） 题意很清楚（ 让我们先来想一想，如果没有排序操作的话，这道题应该怎么做。 我们维护一个 \(x\) 表示从开始到现在一共异或上了 \(x\)，在序列末尾插入一个 \(n\) 相当于插入 \(n \bigoplus x\)。 现在的问题就是： 询问 阅读全文
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小清新 manacher 题。题意清楚。 首先看到回文，自然而然地就去想 manacher 了。先想想，manacher 到底在干嘛？ manacher 做的其实是一个暴力，枚举每一个位置最远能够伸到哪儿，但是会利用前面的信息来加速暴力。 然后我们发现要求的是最大而不是所有的长度，所以就算 \(p[ 阅读全文