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传送门 解题思路 对于每一条路，很显然只有两种情况，一种是走一次，一种是走无限次，而第二种情况的条件是这条边在一个环中。 所以先用Tarjan缩点，每个点的权值更新为这个环上所有边一直摘的蘑菇数的和。 然后跑一边既有边权也有点权的DAG上的dp即可。 //数据有锅，后四个点答案有误，用double存 阅读全文
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传送门 缩点 在一个有向图上缩点就是指把有向图上的环变成一个点。 具体实现用Tarjan。 先求强联通分量，每次遇到新点是把这个点进栈，最后若dfn[i]==low[i]则i这个点一定在环上，而且栈中i之后进入的元素也在这个环上（证明略）。 即一直出栈，知道出栈元素等于i。在出栈过程中维护信息即可。 阅读全文
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传送门 解题思路 g[i][j][k]表示i到j这个点有没有长度为2^k的路径，若有为1，若没有为0。答案可以由g[i][x][k-1]&&g[x][j][k-1]更新（Floyd传递闭包）。 倍增求一遍后，把所有g[i][j][k] = 1 的 i j之间连一条长度为1的边（因为可以一步到达）。 阅读全文
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传送门 解题思路 很显然的树形dp，设dp[i][j]表示在子树i上保留j条边的最大苹果树，从儿子节点转移过来即可，注意若某个儿子不选，则以此儿子为根的子树都不能选。 还有就是因为是二叉树，可以提前遍历一遍求出每个点的两个或零个儿子，就不用在求dp时倒序枚举了，算是一个小技巧趴。 AC代码 1 #i 阅读全文
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传送门 解题思路 显然是区间dp，判断a[i]是否等于a[j]，然后再枚举中间节点k即可。 关键是玄学错误： 一份代码提交后间接性AC？ （就是一会显示AC，一会再提交就WA掉，一会又AC？） 莫非是因为用了班主任名字当变量？ AC记录 WA记录 感谢 @rcxkk 解答并提供hack数据。 32行 阅读全文
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传送门 解题思路 每行互不影响，所以分开处理，对于每一行，很显然是个区间dp，我们用dp[i][j]表示区间[i..j]的得分和的最大值，注意每次加一个数的顺序是先加上数再集体乘2。 恶心的地方在于需要写高精（学校比赛懒得写，所以只拿了60分），需要一个高精度+int，一个高精度*2，一个高精度+高 阅读全文
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传送门 解题思路 很显然是dp（因为标签是dp）。 设dp[i][j]表示放到第i个原料，放完后的原料数量为j个最大的耐久度。 可以用dp[i-1][k]转移而来，其中k：j-1<=k<=min(w,j+s-1)。 你发现了什么，可以用单调队列优化！ 即维护一个长度为s的单调队列。 //把这个题当做 阅读全文
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传送门 解题思路 因为可以大整数分解为l*10k+（l+1）*10k-1+（l+2）*10k-3+……+r*100，而10k%9=1，所以原整数在模9意义下等于l+（l+1）+（l+2）+（l+3）+……+r=（l+r）*（r-l+1）/2。 因为有除法，所以我们算出2在%9意义下的逆元为5，即可解 阅读全文
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传送门 解题思路 设dp[i][j]表示选出了第i个电塔，上一个选出的是第j个电塔的方案数。 枚举i，j，转移方程为： 找一个k，使得h[k],h[j],h[i]构成等差数列，并且k<j。 dp[i][j]+=dp[j][k]; 对于确定的i，j，h[k]是确定的，所以我们可以用vector a[i 阅读全文
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传送门 解题思路 先说我的思路：枚举中间的那个人，然后在左边序列、右边序列分别做一次LIS，时间复杂度为n^3。 看题解后才发现有更优的做法，我们可以先预处理出正向和反向的LIS，然后枚举i统计答案即可，时间复杂度为n^2。 AC代码 1 #include<iostream> 2 #include< 阅读全文
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传送门 解题思路 先按照l为第一关键字，w为第二关键字从大到小排序，保证前面的l一定比后面的大于等于，这样就能排除一维影响。 然后问题就变成了在排好序的序列中找最长不上升子序列的个数，根据狄尔沃斯定理（导弹拦截定理），我们得知最长不上升子序列的个数就等于最长上升子序列的长度。 所以这里O(n^2)求 阅读全文
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传送门 解题思路 因为正序不好推，所以我们倒序： dp[i]表示从时间i到最终时刻n的最大休息时间，所以我们可以推出以下的状态转移方程： 若i时刻无任务，则dp[i]=dp[i+1]+1; 若i时刻有至少一个任务，则枚举这些任务k，dp[i]=dp[a[k]+b[k]]；（a，b为题目中读入的每个任 阅读全文
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传送门 解题思路 很显然的LIS板子题，找一个最长不上升子序列和最长上升子序列即可。 关于LIS（O(n^2)和O(nlogn)） AC代码 1 #include<iostream> 2 #include<algorithm> 3 #include<cmath> 4 #include<cstdio> 阅读全文
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传送门 解题思路 很显然的一道类似01背包的dp，每个人选择打或不打。 状态转移方程为 dp[i][j]=max(dp[i-1][j]+lose[i],dp[i-1][j-num[i]]+win[i]) 但这个题还是比较细节的，要注意一下几点： 数组要用long long，否则最后一个点会炸（因为答 阅读全文
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传送门 解题思路 显然的用到类似树形dp的思想，在一个有向无环图上做dp。 状态转移方程就是dp[v]加起来。 AC代码 //其实不用long long也可以 1 #include<iostream> 2 #include<algorithm> 3 #include<cmath> 4 #includ 阅读全文