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题意： 戳这里 分析： 首先，我们把问题拆开来考虑 删掉一些项使得最长上升子序列变短，那么删掉的项一定在原来最长的 \(LIS\) 里面，删掉某些东西的最小代价让我们很容易想到最小割，最小代价就可以求出来了，第一问解决 求一组方案使得字典序最小，求出所有的方案再找字典序最小的那一种显然复杂度不对劲， 阅读全文
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题意： 戳这里 分析： 前置芝士：最小割 简单证明几个引理 ： 我们记 \(\delta(x,y)\) 表示 \((x,y)\) 之间的最小割代价， \(\forall \ p\in V_x,\ q\in V_y，\delta(x,y)\ge \delta(p,q)\) 证明： 反证，若 \(\de 阅读全文
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题意： 戳这里 分析： 又一次被题解的智慧所折服，orz 其实按着思路推过来还是挺符合逻辑的，一看数据范围这么小，要么 \(DP\) 要么 网络流， \(DP\) 不太现实状态数过多无法转移，那么就是网络瘤了 首先我们去掉毒瘤的光滑限制，也就是说任意两个相邻的列没有高度差要求，这样直接选出每一列最小 阅读全文
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题意： 戳这里 分析： 据说是典型题，我好菜还是不会 题意转化一下，相当于每次找一条边，使得加上这条边之后，原图的最大团点数至少+1 , 乍一看没什么想法，但是题目又给出了一个条件，那就是保证原图最多可以被划分为两个最大团 ，又因为原图的最大团=补图的最大独立集=总点数-最小点覆盖数=总点数-补图最 阅读全文
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题意： 戳这里 分析： 前置芝士：SAM（求本质不同的子串数目），LCT （在SAM上动态修改）线段树 首先我们先考虑求区间内元素种类数 这类问题的常见做法，就是对于每一个元素只维护它最后一次出现的位置，然后区间查询和值就可以了，但为了实现这个操作，我们必须找到一个方法求出本质相同的子串上一次出现的 阅读全文
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题意： 显然的 DP 式子 \(f_{i,j}=\min f_{k,j-1}+w(k,i)\) 滚掉第二维可以化简为 \(g_i=\min f_k+w(k,i)\) 这个式子符合决策单调性，证明： $\forall a<b<c<d\ w(a,c)+w(b,d)\le w(a,d)+w(b,c)且w( 阅读全文
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题意： 戳这里 分析： 这题是 ZJOI2007时态同步 的加强版，那个题里面只能加边不能删边，而这个题允许删边 我们还是按照时态同步的想法来做，就是树上DP，我们令 \(f(i,j)\) 表示使 \(i\) 的子树内所有叶子节点到 \(i\) 的距离为 \(j\) 的最小代价，我们分析可以发现， 阅读全文
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题意： 戳这里 分析： 暴力 随便来个数据结构直接模拟，但是操作量达到了 \(1e7\) 级别，也就是说单个操作必须做到 \(O(1)\) 正解 观察发现只有全局操作和单点操作，所以用到了一个小 \(trick\) 就是维护一个全局标记，然后对于单点进行修改，这样可以做到 \(O(1)\) 进行全局 阅读全文
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题意： 戳这里 分析： 不会分析 , 直接找规律： 肉眼分析可以发现， \(T.M\) 序列的生成方式有两种： 取反然后复制一遍 \(0110\to 01101001\) $\tiny \color{\text{不}}$容易发现 \(0110\to 0(1)1(0)1(0)0(1)\) 但是第一个性 阅读全文
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题意： 戳这里 分析： 暴力： 每一次拿出对应的边，跑最小生成树，复杂度 \(O(qnm\log)\) 正解： 我们有一个很容易得到的想法就是，维护一个前缀 \(mst\) 和一个后缀 \(mst\) 每次将他们两个合并起来，树的动态合并可以通过 \(lct\) 做到，但是我们可能需要一个可持久化 阅读全文