目录 @description@ @solution@ @accepted code@ @details@ @description@ 给定一个 N 个点的有根树,标号 1 到 N,以 1 为根.定义一个结点 x 的深度 dep[x] 为 x 到根经过的边的数量. 将整棵树剖分成若干竖直的链(链上结点总是由祖先到后代),每条竖直的链的代价如下: \[\sum_w(C[u] \times (h - dep[w]) + C[u]^2) - H[u]\] 其中 u 是链的最低点,w 是链上的点,h 为

4515: [Sdoi2016]游戏 Time Limit: 40 Sec  Memory Limit: 256 MBSubmit: 304  Solved: 129[Submit][Status][Discuss] Description Alice 和 Bob 在玩一个游戏. 游戏在一棵有 n 个点的树上进行.最初,每个点上都只有一个数字,那个数字是 123456789123456789. 有时,Alice 会选择一条从 s 到 t 的路径,在这条路径上的每一个点上都添加一个数字.对于路径上

听说正解是啥 set启发式合并+维护凸包+二分 根本不会啊 , 只会 李超线段树合并 啦 ... 题意 给你一颗有 \(n\) 个点的树 , 每个节点有两个权值 \(a_i, b_i\) . 从 \(u\) 跳到 \(v\) 的代价是 \(a_u \times b_v\) . 你需要计算每个节点跳到叶子的最小代价 . \((n \le 10^5, -10^5 \le a_i, b_i \le 10^5)\) 题解 我们首先考虑一个很容易的 \(dp\) , 令 \(dp_i\) 为 \(i\)

BZOJ UOJ 以时间\(t\)为横坐标,位置\(p\)为纵坐标建坐标系,那每个机器人就是一条\(0\sim INF\)的折线. 用李超线段树维护最大最小值.对于折线分成若干条线段依次插入即可. 最好还是离线对时间离散化. 麻烦在写出来.. 复杂度\(O(c\log^2m+q\log m)\)? 以后李超树改用struct写了...学了一种写法好方便... //66516kb 5156ms #include <cstdio> #include <cctype> #include

BZOJ 洛谷 每次在路径上加的数是个一次函数,容易看出是树剖+李超线段树维护函数最小值.所以其实依旧是模板题. 横坐标自然是取个确定的距离标准.取每个点到根节点的距离\(dis[i]\)作为\(i\)的横坐标好了,这样对于同一条重链,横坐标还是递增的. 令\(w=LCA(u,v)\).如果在\((u,v)\)路径上加入直线\(y=kx+b\): 对于在\(u\to w\)路径上的点,每个点\(i\)的横坐标就是\(dis_u-dis_i\),所以对于\(i\),\(y=k(dis_u-dis_

大致题意: 给出两个序列A,B,A初始为负无穷,B初始为0,有三种操作 1.在A上区间[u,v]上加一个等差数列,取与原本A序列的最大值. 2.在B上区间[u,v]上加一个等差数列. 3.给出一个点X,询问A[X]+B[X]的值. 学习一个李超线段树就ojbk了,对于每次加入的等差数列,可以转化为y=a*i+b的一条线段,用李超线段树维护所有线段 所覆盖的区间即可.数据范围比较大,线段树可以动态开点,也可以离散化. #include<cstdio> #include<iostream&g

传送门 点分治模板题都不会迟早要完 发现这道题需要统计所有路径的信息,考虑点分治统计路径信息. 点分治之后,因为路径是有向的,所以对于每一条路径都有向上和向下的两种.那么如果一条向上的路径,点数为\(s_1\),单独考虑这条路径的权值和为\(v_1\),和一条向下的路径,点权和为\(s_2\),单独考虑这条路径的权值和为\(v_2\),这两条路径进行拼接(分治中心算在向上路径中,这样\(s_1 > 0\)),那么拼接起来的路径的权值和就是\(s_1s_2 + v_1 + v_2\).如果我们枚举

Codeforces 题面传送门 & 洛谷题面传送门 个人感觉这题称不上毒瘤. 首先看到选一条路径之类的字眼可以轻松想到点分治,也就是我们每次取原树的重心 \(r\) 并将路径分为经过重心和不经过重心两类路径.对于第二类路径我们肯定可以在对 \(r\) 所有子树进一步分治的过程中将其变成第一类路径,因此我们只用考虑怎样计算第一类路径的贡献即可. 显然对于一条第一类路径 \(x\to y\),我们要将其拆成 \(x\to r\) 和 \(r\to y\) 两部分分别处理,考虑怎样合并这两部分的贡献

题面传送门 首先一眼二分答案,我们假设距离 \((i,j)\) 最近的 scarefrog 离它的距离为 \(mn_{i,j}\),那么当我们二分到 \(mid\) 时我们显然只能经过 \(mn_{i,j}\ge mid\) 的点,如果我们已经知道了 \(mn_{i,j}\),那么检验 \(mid\) 是否可行就是一遍 BFS 能搞定的事,于是我们的目标就是求出 \(mn_{i,j}\) 即可. 故下面就有两种做法,一种是我的乱搞做法,一种是正经的做法. 乱搞做法 这就是某个奇怪的人自己发明出来

3165: [Heoi2013]Segment Time Limit: 40 Sec  Memory Limit: 256 MBSubmit: 368  Solved: 148[Submit][Status][Discuss] Description 要求在平面直角坐标系下维护两个操作: 1.在平面上加入一条线段.记第i条被插入的线段的标号为i. 2.给定一个数k,询问与直线 x = k相交的线段中,交点最靠上的线段的编号. Input 第一行一个整数n,表示共n 个操作. 接下来n行,每行第一

线段树分裂 以某个键值为中点将线段树分裂成左右两部分,应该类似Treap的分裂吧(我菜不会Treap).一般应用于区间排序. 方法很简单,就是把分裂之后的两棵树的重复的\(\log\)个节点新建出来,单次时间复杂度严格\(O(\log n)\). 至于又有合并又有分裂的复杂度,蒟蒻一直不会比较有说服力的证明,直到看见SovietPower巨佬的题解 对于只有合并:合并两棵线段树的过程,是找到它们\(x\)个重合的节点的位置,并将它们合并,而对于不重合的节点会跳过. 注意到合并与分裂类似互逆过程,

题目大意: 要求在平面直角坐标系下维护两个操作: 1.在平面上加入一条线段.记第 i 条被插入的线段的标号为 i 2.给定一个数 k,询问与直线 x = k 相交的线段中,交点最靠上的线段的编号. 若有多条线段符合要求,输出编号最小的线段的编号 (省略输入以及在线操作的要求) 分析: 明显的线段树特征: 1.有固定的 区间长度,(<=39989) 2.插入元素支持合并,(一个线段可以拆成两段线段) 所以我们用线段树来做这道题. 线段树维护什么元素开始不太好想. 发现要求一个交点最靠上的线段的编号

题目大意:维护一个二维平面,给定若干条线段,支持询问任意整数横坐标处对应的纵坐标最靠上的线段的 id,相同高度取 id 值较小的,强制在线. 题解:初步学习了李超线段树.李超线段树的核心思想在于通过标记永久化的方式来维护斜率. 代码如下 #include <bits/stdc++.h> using namespace std; const int maxn=1e5+10; const double eps=1e-6; inline int read(){ int x=0,f=1;char ch

题意 题目链接 Sol 这题细节好多啊qwq..稍不留神写出一个小bug就要调1h+.. 思路就不多说了,把询问区间拆成两段就是李超线段树板子题了. 关于dis的问题可以直接维护. // luogu-judger-enable-o2 /* 李超线段树板子题 */ #include<bits/stdc++.h> #define Pair pair<int, int> #define MP(x, y) make_pair(x, y) #define fi first #define s

传送门 给出一个二维平面,给出若干根线段,求出x" role="presentation" style="position: relative;">xx坐标为x0" role="presentation" style="position: relative;">x0x0时在最上方的线段的标号(若有多条输出最小的). 线段树好题,这题是李超线段树板子题. 没学过的这道题可以让你很好的理解李超线段树

题目链接:戳我 这相当于是一个李超线段树的模板qwqwq,题解就不多说了. 代码如下: #include<iostream> #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> #define MAXN 500010 using namespace std; int n,m; int t[MAXN<<2]; char s[10]; double k[MAXN<<1],b[MAX

题面 传送门 题解 如果我们把路径拆成两段,那么这个路径加可以看成是一个一次函数 具体来说,设\(dis_u\)表示节点\(u\)到根节点的距离,那么\((x,lca)\)这条路径上每个节点的权值就会加上\(-dis_ua+dis_xa+b\),而\((lca,y)\)这条路径上每个节点就会加上\(dis_ua+a(dis_x+2\times dis_{lca})+b\) 区间加一次函数并维护最值,就是李超线段树啦~~~~ 我们把它给树剖了,那么同一条重链里\(dis\)肯定是递增的,我们就可以

博客:http://www.cnblogs.com/mangoyang/p/9979465.html 李超线段树支持两种操作:1:插入一条直线.2:询问在x = c与这些直线的交点中最大的y坐标. 插入的时候,如果有交点,本层节点留下来的是优势直线,劣势的那条去递归比较.优势直线是指在这个区间中覆盖的面积最大的那条直线. 维护的时候用了标记永久化,所以递归询问回溯的时候比较所有的直线,取坐标最大的那一条. 复杂度O(n(lgn)^2),常数相对于平衡树比较小. 代码: #include <bit

题意:有n个人,每个人有一件衣服需要洗,可以自己手洗花费t时间,也可以用洗衣机洗,但是洗衣机只有一台,即每个时刻最多只能有·一个人用洗衣机洗衣服.现在给你每个人最早可以开始洗衣服的时间,问当洗衣机的洗衣时间分别为1, 2....t的时候洗完所有衣服的最短时间. 思路:首先容易想到我们先把所有人按照洗衣服的时间排序.我们发现,最终洗衣服时间的瓶颈肯定在于后面的人,所以我们考虑怎么使用洗衣机使得总的洗衣时间最短.首先最后一个人是一定要用洗衣机洗衣服的,因为洗衣机的洗衣服时间 <= t, 那么最后一个

传送门 每一次加的是一个一次函数,一些呈一次函数的线段求最小值,显然用到李超线段树. 然后把维护序列的李超线段树强行上树,就直接套上树剖就可以了. 至于李超树如何区间查询,因为一次函数线段的最小值一定会取在两端,所以对于每一个点维护它和它的子树中所有线段的最低点,递归的时候如果当前区间被询问区间包含就直接返回维护的最低点,对于经过的线段再考虑它是否能够更新答案. 复杂度\(O(nlog^3n)\)可能自带小常数就过了吧-- #include<bits/stdc++.h> //this code

Codeforces 思路 首先吐槽一句:partiton是个什么东西?我好像在百度翻译里面搜不到呀qwq 发现不了什么性质,那就直接上DP吧.注意到DP可以分层,所以设\(dp_i\)表示当前层,分割前\(i\)块的最小代价,而\(dp'\)为上一层,那么有 \[ dp_i=\min\{dp'_j+(i-j)\times \max(a[j+1,i])\} \] 显然是个斜率优化的式子,那么按照套路拆开,有 \[ dp_i=\min\{dp'_j-j\times \max\}+i\times \