05 2023 档案
摘要：考虑弱化题意，不带修。 模拟一下操作，发现是每次将当前 ai≠ia_i \ne iai=i 的数往后移，且每次移动 ∀i∈[1,n],∣i−ai∣\forall i\in[1,n],|i-a_i|∀i∈[1,n],∣i−ai∣ 单调不增，即点的移动方向是固定的。 当移点 iii 时，数 [ai
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摘要：观察到贡献不为 222 的点对形成多个连通块，于是考虑树上背包。 记 fu,i,cf_{u,i,c}fu,i,c 表示点 uuu 的子树内，点 uuu 所在的连通块大小为 iii（这个连通块满足其上所有点对贡献不为 222，即所有点点权相等），点 uuu 的颜色为 ccc，uuu 子树的最大答案。
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摘要：考虑包含与相交的区间。 对于相交的两区间 [l1,r1],[l2,r2][l1,r1],[l2,r2][l1,r1],[l2,r2]，则只需区间 [l1,l2],[l2,r1],[r1,r2][l1,l2],[l2,r1],[r1,r2][l1,l2],[l2,r1],[r1,r2] 都合法即可。
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摘要：大体相同。 CF1750E Bracket Cost 我们能对一个括号序列做以下操作： 选择一个子串，将其循环右移一位。比如，(()) 循环右移一位之后变为 )(()。 在括号序列的任意位置加一个左括号或右括号。 记这个括号序列的代价为能将其变为匹配序列的最少操作次数。 给一个括号序列，求其非空子串
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摘要：将询问差分，转成前缀和。 考虑扫描线维护，将右端点置为 111，它的 lstlstlst 设为 000，则 g(i,r)g(i,r)g(i,r) 为 iii 之后第一个 111，于是区间覆盖区间查询即可。 维护下一个 111 与当前 iii 的差值，问题转化为区间加区间查询。 原问题答案即为，前缀版
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摘要：发现选择的区间不包含且不相交，于是区间的形式为选一段空一段。 考虑到 r−lr-lr−l 即为每个区间 [i,i+1][i,i+1][i,i+1] 的贡献。 于是考虑 [i,i+1][i,i+1][i,i+1] 什么时候不选，发现当左段的最大值小于右端的最大值时，[i,i+1][i,i+1][i,i
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摘要：若 m≢0(modk)m \not\equiv 0 \pmod km≡0(modk)，无解。 考虑将操作二个数限制为 <k< k<k，否则可转化为几次操作一和 ≤k\le k≤k 次操作二，那么一个操作集合唯一对应一种最终序列，于是对操作集合进行计数即可。 记序列 b1∼n−k+1b_{1\si
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摘要：由 D1 的结论，将最后 nnn 个操作倒序加入原数组，然后每个数用偶数次操作，每两次操作 −1-1−1，最后可能剩下一个操作，加到最大数上。 感性理解，由于要使得最后的操作是 +++，那么前面一定是 +−+−+−+-+-+-+−+−+− 排列的，那么每次 −1-1−1 最优。 考虑二分答案。 考虑
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摘要：建立原图的最小生成树，那么两点路径最大值的最小值即为 MST 上两点路径最大边权。 设修改边 (x,y)(x,y)(x,y)，原权值为 www。 首先查询 sss 到 ttt 的最小瓶颈是否是 www，如果不是，显然没有影响。 否则问题转化为：仅考虑边权 ≤w\leq w≤w 的边，(x,y)(x,
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