06 2019 档案
摘要：从本质入手，这个东西影响取值的就是相邻两个哪个先取 设f[i][0/1]为前i个(i 1,i)中先取i/i 1的值（这里不算上i的贡献 转移就显然了，注意要先复制 inf cpp include include using namespace std; const int N=3005; int n
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摘要：首先看这样做的特点，就是分到最后小块里的点合并上去的时候相对顺序不变，所以先加上块内逆序对的期望 合并的时候一定是一边卡住一个大值，另一边跳指针，所以把一个值向右直到有大于它的值位置的一段区间看作一段 当前合并两块合并到第i个和第j个，如果i和j都是块的开头就一定不会构成逆序对，因为双指针的时候会直
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摘要：设f[i]为i个积木能堆出来的种类，g[i]为i个积木能堆出来的种类和 $$ f[n]=\sum_{i=1}^{n}C_{n}^{i}g[n i] $$ $$ g[n]=\sum_{i=1}^{n}C_{n}^{i}f[n i]+g[n] $$ 理解就是选出包含最后一个的块，然后剩下的按照之前的拼
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摘要：区间不交叉，可以看出区间构成了树形结构，建出树之后，设f[u][i]为u这个区间最大值最多加i的概率，转移是\\( f[u][i]=p[u]\ \prod f[v][mxu mxv 1]+(1 p[u])\ \prod f[v][mxu mxv] \\) 注意要理性选择建树方式，扫描就行了，不要瞎二
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摘要：首先看这个范围很夸张但是其实有限制的也就在1e18\ n范围里（走完一圈的边权），然后限制一定是有负环 用Floyd传递闭包，然后设f[i][j][k]为从1走了i步到j并且有k个x的最短路，用B F处理，然后有负环就是kx+f[n][i][k] include include include in
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摘要：首先恋人操作过一轮之后逆序对不会变多，所以设f[i]为把i个逆序对消掉的期望次数，f[i]=0.5f[i 2]+0.5f[i]+2，化简然后递推即可 cpp include include using namespace std; const int N=3005; int n,m,a[N]; do
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摘要：有一种限制下界强制选的，但是也可以不用 把每个格点拆成两个，一个连s一个连t，对于不是必选的连中间连流量1费用0边表示不选，然后黑白染色，黑点连横着白点连竖着，边权就是这条水管的权值，然后跑最大费用最大流 然后判断不可能就是不满流 并且这样可以满足每个被选的格子都在一个环上，因为他一定唯一对应另一个
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摘要：任意k个都可以，也可以看做把不行的都选了，再随便选一个可以的要选的数量 把区间和m个值都排序，区间按l一序r二序排，枚举m个值，小根堆维护能帮韩当前枚举值的区间的右端点，这样方便删除区间，然后剩下的就都不行，所以ans=max(n size+1) 注意枚举完要弹出一个区间，表示这个区间属于当前枚举值
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摘要：先跑spfa求出最短路构成的DAG，然后在DAG上跑出支配树dfs出size取max即可 关于支配树，因为是DAG，支配点就是入点在支配树上的lca，所以一边拓扑一边预处理倍增，然后用倍增求lca cpp include include include include include using n
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摘要：容易看出是用质因数凑n 首先01个因数的情况可以特判，2个的情况就是ap1+bp2=n,b=n/p2(mod p1)，这里的b是最小的特解，求出来看bp2 include include include using namespace std; const int N=200005,M=316000
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摘要：考虑当前合法的一个点集s，如果他合法，那么一定有一个完备匹配的点集包含这个点集，也就是两边都满足hall定理的话这两边拼起来的点集也满足要求 所以分别状压两边点集用hall定理转移判断当前点集是否合法，然后分别对两边点集的权值和排个序2point扫一下计算答案即可
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摘要：方案二选一，显然是最小割，朴素的想法就是一排人点一排边点，分别向st连流量1的边，然后人点向路径上的边点连流量inf的边跑最大流 但是路径可能很长，这样边数就爆了，所以考虑倍增，然后倍增后大区间向小区间连，这样路径只要连向log个区间就行了，然后跑最大流 输出方案是在残量网络上从s点沿着没满流的边b
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摘要：分别给行和列hash建两排点，对(x,y)坐标连x行y列的点 设红色价格低，那么就要尽量多选红色 设一个点出度为s，要求最小的最大差值为d，又，假设有流量表示选红没流量表示选蓝，那么要求就变成了这个点的01边差至少为d，列一下式子就是这个点的流入（或者流出）流量可行区间为[(s d)/2,(s+d)
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摘要：首先假设全睡觉，然后用费用流考虑平衡要求建立网络流 把1~n的点看作是i k+1~k这一段的和，连接(i,i+k,1,e[i] s[i])，表示把i改成吃饭，能对i~i+k 1这一段的点产生影响；然后连接(i,i+1,k ms me,0)，这是除了限额外可以随便选的（i+k，i+1 n就连到t） 然
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摘要：因为没有重复串，所以把有包含关系的串连边之后是个DAG，也就是二分图，就变成求二分图的最大独立集=n 最小点覆盖=n 最大匹配 关于包含关系，建出AC自动机，然后把串放上去找子串，但是如果每次都一路找到根就会T，所以每次只找最近的一个，并且对于没有结尾id的点承接father的id，这样就O(1)的
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摘要：因为是字典序所以贪心选当前能选的最小的，所以问题就在于怎么快速计算当前这个位置能不能选枚举的字母 重排之后的序列是可以和原序列完美匹配的，而完美匹配需要满足hall定理，也就是左边任意k个集合一定和右边至少k个点相连 又一共6个字符，原序列中相同字符点连出的点集是一样的，所以只要2^6个字符集合满足
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