12 2022 档案
摘要：显然体积不变，使热量最大。 单调队列维护热量段，满足单调递增。 每次放水就取出队头。 加水就维护单调队列，融合一下。 时间复杂度 O(n)\mathcal O(n)O(n)。 #include<bits/stdc++.h> using namespace std; #define int long
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摘要：性质： 括号都用在减号后。 减号后加括号除了这个减号和下一个减号之间的数减去，后面所有数都可加上绝对值，显然这个括号最优是右括号放在最后。 故枚举加括号的位置，前缀和优化即可。 时间复杂度 O(n)\mathcal O(n)O(n)。 #include<bits/stdc++.h> using na
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摘要：用 dfs 序把树拍成区间，转化为区间问题。 建线段树，维护区间 bitset 表示一个取模后的数是否在区间内出现过。 答案即为区间的 bitset &\&& 质数集的 bitset 得到的 bitset 中 111 的个数。 时间复杂度 O(nmlognω)\mathcal O(\frac{nm
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摘要：枚举最大值和最小值的 popcount，扫描线枚举右端点 rrr，记 flf_lfl 表示 [l,r][l,r][l,r] 中最大值是否等于枚举的 popcount +++ [l,r][l,r][l,r] 中最小值是否为枚举的 popcount，单调栈维护 flf_lfl 的变化，那么答案即为
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摘要：动态链上第 kkk 大。考虑树状数组 +++ 主席树。 树状数组上每一个节点都是一棵主席树。 对于修改，树状数组上区间修改即可，O(log2n)\mathcal O(\log^2 n)O(log2n)。 对于查询，差分，主席树求第 kkk 大，O(log2n)\mathcal O(\log^2
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摘要：根据 φ\varphiφ 的规律，设 n=∏ipiain=\prod\limits_{i}{p_i^{a_i}}n=i∏piai，则有 φ(n)=n×∏ipi−1pi\varphi(n)=n\times\prod\limits_{i}{\frac{p_i-1}{p_i}}φ(n)=n×i∏p
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摘要：可以发现图只有一种情况：即可以找到一点与三个联通块相连，使得答案最小。 那么对于每个点，bfs 计算它与三个联通块的距离之和，取最小值即可。 时间复杂度 O(nmα)\mathcal O(nm \alpha)O(nmα)。
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摘要：直接分治。 若 max(a1,a2)<103\max(a1,a2) < 10^3max(a1,a2)<103，枚举 x∈[l,l+a1×a2]x \in [l,l+a1\times a2]x∈[l,l+a1×a2]，对于符合条件的，答案累加 ⌊r−xa1×a2⌋+1\lfloor\frac{r-x
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摘要：记 fi,j,kf_{i,j,k}fi,j,k 表示前 iii 个点，第 iii 个点染为 jjj，分成 kkk 段的最小花费。 转移方程： 第 iii 个点已被染色：fi,coli,k=min(fi,coli,k,fi−1,lst,k−[lst≠coli])f_{i,col_i,k}=\min
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摘要：数位 dp 板子。 先差分，再记 fi,j,kf_{i,j,k}fi,j,k 表示在 iii 进制下有 jjj 位，并且每个数字出现次数的奇偶性是 kkk 的数的个数。 转移方程：fi,j,k=∑m=0i−1fi,j−1,k⊕2mf_{i,j,k}=\sum\limits_{m=0}^{i - 1
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摘要：考虑到所有合法的分配方案都满足一个简单的性质：2×p+q≡1(mod3)2 \times p+q \equiv 1 \pmod 32×p+q≡1(mod3)（其中 ppp 为 - 的个数，qqq 为 + 的个数）和至少存在一对相邻且符号相同的数。数学归纳易证。 由此，设 fi,j,0/1,0/1f_
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摘要：考虑根号做法，对编号分块。 记 paipa_ipai 表示点 iii 离开块的第一个祖先，faifa_ifai 表示父亲。 对于询问，不断像树剖那样跳父亲即可，单次 O(n)\mathcal O(\sqrt n)O(n)。 对于修改，散块暴力，整块也暴力。 因为 fai<ifa_i<ifai
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摘要：注意到进行完前 iii 次操作之后，si+1s_{i+1}si+1 要么在 iii，要么在 i+1i+1i+1，取决于上一次 sis_isi 是否在 iii 位置且上一次执行的是否是 R 操作。 因此设 dpi,0/1dp_{i,0/1}dpi,0/1 表示进行完前 iii 次操作后，si+1
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摘要：CF1592F1 发现操作 222 和操作 333 的等效于执行 222 次操作 111，更优。 记 ax,ya_{x,y}ax,y 表示 (x,y)(x,y)(x,y) 是否为黑色，再记 bx,y=ax,y⊕ax,y+1⊕ax+1,y⊕ax+1,y+1b_{x,y}=a_{x,y}\oplus
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