传送门 今天的送分题. 首先考虑每次给要围上栅栏的矩阵里的整体加上1,如果栅栏被撤销就整体减1,最后比较两个点的值是否相同来进行判断. 然而这样的效果并不理想,很容易卡掉. 进一步思考,我们第iii次操作整体加上iii? 不行. 整体加上i2i^2i2? 还是不行. 等等. 貌似可以整体加上randrandrand. 于是欣喜地过了. 然而考完之后神仙出题人告诉我说整体加法可以被卡,而如果整体异或则被卡掉的几率很小. 于是重新写了一遍异或的版本. 代码

传送门 直接双向搜索出两边可行解,然后把两边的可行解合并起来得出答案就行了. 注意合并的时候可以利用排序和单调性优化时间复杂度. 直接枚举合并是O(siza∗sizb)O(siza*sizb)O(siza∗sizb)的. 但排序之后随着aaa集合中的乘积的增大,bbb集合中的可行个数显然是单调递减的. 这样就可以方便的统计答案了. 代码

传送门 貌似是防akakak题? 不是很清楚. 事实上如果两个人没有严格的大小关系,我们给他们两个连一条边. 这样可以构成很多连通块. 而且对于连通块a,ba,ba,b,aia_iai​和bjb_jbj​都有严格的大小关系. 于是每一组询问我们都求出所有的连通块,然后属性最强的连通块里元素个数就是答案. 但直接做是O(n2)O(n^2)O(n2)的. 继续观察会发现我们每次加入点如果可以合并连通块的话,合并的连通块是连在一起的 于是每次加入一个数时我们用平衡树找位置,把能合并的连续一段都删掉然后

传送门 签到题.(考试的时候写挂爆0) 令AiA_iAi​表示邻接矩阵的iii次幂. 于是就是求Al+Al+1+...+ArA_l+A_{l+1}+...+A_rAl​+Al+1​+...+Ar​. 然而快速幂200次会挂掉. 因此我们把其变成Al∗(A0+...+Ar−l)A_l*(A_0+...+A_{r-l})Al​∗(A0​+...+Ar−l​) 后面的直接预处理,这样一次快速幂+一次矩阵乘法就行了. 代码

传送门 如果观察到性质其实也不是很难想. 然而考试的时候慌得一批只有心思写暴力233. 下面是几个很有用的性质: c0,1+1≥c1,0≥c0,1c_{0,1 }+1 ≥ c_{1,0} ≥ c_{0,1}c0,1​+1≥c1,0​≥c0,1​,因为$ 10, 01 $是交替出现的. c1,0+c0,0c_{1,0 }+c_{0,0}c1,0​+c0,0​是000出现的次数. c0,1+c1,1+1c_{0,1}+ c_{1,1}+1c0,1​+c1,1​+1 是111 出现的次数. 由于满足条

好数 题目背景 SOURCE:NOIP2016-AHSDFZ T3 题目描述 我们定义一个非负整数是"好数",当且仅当它符合以下条件之一: 1. 这个数是 0 或 1 . 2. 所有小于这个数且与它互质的正整数可以排成一个等差数列,例如,8 就是一个好数,因为 1,3,5,7 排成了等差数列. 给出 N 个非负整数,然后进行如下三个操作: 1. 询问区间 [L,R] 有多少个好数. 2. 将区间 [L,R] 内所有数对 S 取余(S≤1000000). 3. 将第 C 个数更改为 X

传送门 建图巧妙啊. 对于每个点的出边,我们将它们排序之后依次连边. 这样可以把O(m2)O(m^2)O(m2)的边数变成O(m)O(m)O(m)的了. 连的权值就是max(edgemax(edgemax(edge_delta,0)delta,0)delta,0) 然后用边代替点跑dijkstradijkstradijkstra就行了. 代码

传送门 考试的时候乱搞过了. 其实题目就是让你求拓扑排序方案数. 直接树形dpdpdp然后组合数转移一下就行了. 乱搞代码

传送门 首先最开始说的那个一条路径的权值就是想告诉你两个点之间的贡献就是瓶颈边的权值. 那么肯定要用最小生成树算法. 于是我考场上想了30min+30min+30min+的树形dpdpdp 发现转移是优秀的nlognnlog_nnlogn​,总时间复杂度O(n2logn)O(n^2log_n)O(n2logn​)妙啊 然后有了弃疗的想法. 突然想到没有利用kruskalkruskalkruskal算法的性质. 其实就是一个kruskalkruskalkruskal重构树用到的思想,对于两个连通块

传送门 考虑到a[l],gcd(a[l],a[l+1]),gcd(a[l],a[l+1],a[l+2])....gcd(a[l]...a[r])a[l],gcd(a[l],a[l+1]),gcd(a[l],a[l+1],a[l+2])....gcd(a[l]...a[r])a[l],gcd(a[l],a[l+1]),gcd(a[l],a[l+1],a[l+2])....gcd(a[l]...a[r])是可以分成最多logloglog段且段内的数都是相同的. 那么我们用链表维护这logloglog

传送门 把方差的式子拆开. 方差=平方的期望-期望的平方. 显然只用维护点对的个数和总方案数就行了. 利用分步的思想来统计. 要统计覆盖一个矩形(x1,y1,x2,y2)(x1,y1,x2,y2)(x1,y1,x2,y2)的方案数 只需要统计左上角在矩形(xmin,ymin,x1,y1)(x_{min},y_{min},x1,y1)(xmin​,ymin​,x1,y1)中,右上角在矩形(x2,y2,xmax,ymax)(x2,y2,x_{max},y_{max})(x2,y2,xmax​,yma

传送门 听说是最长反链衍生出的对偶定理就能秒了. 本蒟蒻直接用线段树模拟维护的. 对于第一维排序. 维护第二维的偏序关系可以借助线段树/树状数组维护逆序对的思想建立权值线段树贪心求解. 代码

传送门 按照题意模拟维护最小的环套树森林就行了. 然而考试的时候naivenaivenaive瞎写了一个错误的贪心. 代码

传送门 一道神奇的dp题. 这题的决策单调性优化跟普通的不同. 首先发现这道题只跟r−lr-lr−l有关. 然后定义状态f[i][j]f[i][j]f[i][j]表示猜范围为[L,L+i−1][L,L+i-1][L,L+i−1]的数有jjj次报警机会所需的最小代价. 那么有: f[i][j]=minf[i][j]=minf[i][j]=min{max(f[k][j],f[i−k][j−1]+1)max(f[k][j],f[i-k][j-1]+1)max(f[k][j],f[i−k][j−1]+1

传送门 sb模拟,考试跟着sb了90分. 代码

传送门 T2防ak题? 其实也不是很难(考试时sb了). 直接变形一下求出区间长度在[l2,r2][l2,r2][l2,r2]之间,中位数≤l1−1\le l1-1≤l1−1的区间数,和区间长度在[l2,r2][l2,r2][l2,r2]之间,中位数≤r1\le r1≤r1的区间数就行了. 继续变变形,一个区间的中位数如果≤k\le k≤k. 那么显然有:区间中≤k\le k≤k的数的个数≤\leq≤区间中>k>k>k的数的个数. 我们记smallismall_ismalli​表示111

传送门 状压dp好题. 首先需要回忆O(nlogn)O(nlog n)O(nlogn)求lislislis的方法,我们会维护一个单调递增的ddd数组. 可以设计状态f(s1,s2)f(s1,s2)f(s1,s2)表示选取的数的集合是s1s1s1,然后d数组中元素的出现情况是s2s2s2. 这样转移是很简单的. 但时空都无法承受. 于是我们考虑优化,不难发现s1s1s1是s2s2s2的子集. 因此我们三进制状压dp就行了. 代码

传送门 T2原题啊. 直接组合数学求出合法方案数,再除去一个(n+m)!(n+m)!(n+m)!: ans=0(n<m)ans=0(n<m)ans=0(n<m) ans=n+1−mn+1(m≤n)ans=\frac {n+1-m} {n+1} (m\le n)ans=n+1n+1−m​(m≤n) 代码

传送门 签到题,直接瞎模拟就行了. 代码

传送门 简单贪心题. 然而考试的时候失了智少讨论了一种情况导致gg. 实际上用到了二分图匹配的思想,L每次找到刚好比当前的牌小一点的出出去,看能匹配几个. 如何处理? 我们先考虑第一种比分策略. 我们先将L的对手的牌按照权值从大到小排序. 再把L的牌从大到小排序. 然后思考O(n2)O(n^2)O(n2)的暴力贪心方法,即每次枚举断点之后分别求出左右两侧的最优值加起来. 然后这样的效率令人窒息. 于是考虑优化. 我们先推出没有断点的时候的匹配情况(直接用lower_bound). 然后假设如下图

心路历程 预计得分:\(100 + 100 + 20 = 220\) 实际得分:\(100 + 100 + 30 = 230\) 辣鸡模拟赛.. T1T2都是一眼题,T3考验卡常数还只有一档暴力分. 开场发现T1只要用堆维护一下就行,20min切掉,时间有点长因为花了好长时间在找pbds的头文件.. T2很裸的拆位+期望dp,就是分情况讨论有点恶心. T3我想了1h结果正解是压位优化暴力qnmd... 咦?好像连题解一块写完了....那就只贴一下代码吧.. 算了代码也懒得发了数据包戳着儿