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「BZOJ2510」弱题 这题的dp式子应该挺好写的，我是不会告诉你我开始写错了的，设f[i][j]为操作前i次，取到j小球的期望个数（第一维这么大显然不可做），那么 f[i][j]=f[i-1][j]（累加）+1*$\frac{f[i-1][j-1]}{M}$ - 1* $\frac{f[i-1]
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posted @ 2019-07-18 18:42
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posted @ 2019-07-18 14:11
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【Bzoj1875】HH去散步 先说一下边点互化的思路（貌似这种题不多？），以后看见边数少的要死的记得想边点乎化，将无向边变成有向边在考虑边之间的可达性，如果边x的终点是边y的起点（前提不是同一条边），则连一条x到y的边，表示从x可以走到y，同一条无向边转化成的两条有向边不联通（可以用最大流中异或1
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posted @ 2019-07-18 06:33
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bzoj 4386: [POI2015]Wycieczki 这题什么素质，爆long long就算了，连int128都爆……最后还是用long double卡过的……而且可能是我本身自带大常数吧，T了好长时间…… 先说一下超级汇点的计数吧，先说结论： 1.将所有点（此题中只有一级点）向一个超级汇点0
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posted @ 2019-07-18 06:19
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posted @ 2019-07-17 21:38
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【HAOI2015】树上染色 这题思路好神仙啊，首先显然是树形dp，f[i][j]表示在以i为根的子树中选j个黑点对答案的贡献（并不是当前子树最大值），dp时只考虑i与儿子连边的贡献。此时（i，son[i]）产生的收益是（设子树大小为size[i]）子树上的黑点个数（j）与子树外的黑点个数（m -
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posted @ 2019-07-17 07:04
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posted @ 2019-07-17 06:38
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C. 奇袭 C. 奇袭 C. 奇袭 题目描述 由于各种原因，桐人现在被困在Under World（以下简称UW）中，而UW马上 要迎来最终的压力测试——魔界入侵。 唯一一个神一般存在的Administrator被消灭了，靠原本的整合骑士的力量 是远远不够的。所以爱丽丝动员了UW全体人民，与整合骑士一
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posted @ 2019-07-17 06:29
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posted @ 2019-07-16 21:46
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B. 通讯 B. 通讯 B. 通讯 题目描述 “这一切都是命运石之门的选择。” 试图研制时间机器的机关SERN截获了中二科学家伦太郎发往过去的一条短 信，并由此得知了伦太郎制作出了电话微波炉（仮）。 为了掌握时间机器的技术，SERN总部必须尽快将这个消息通过地下秘密通讯 网络，传达到所有分部。 SE
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posted @ 2019-07-16 21:26
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其实是比较简单的一道期望状压dp，考试时一直在想数组表示概率，然而最后出的数总是小于一，于是无奈的把第一个点判掉放弃了其他点。 设f[i]为状态为i时到全部买到的期望次数，$f[i]=∑f[j]*p[k]+（1-∑p[k]）+1$,f[（1<<n）-1]=0,倒着推，k为j中的元素，$i|（1<<(
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posted @ 2019-07-16 20:37
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网上搜不着，八成又是哪个学长留下的…… 因为考试第二题我们都好不容易才搞懂，学长有给我们扔了几道类似的题。 其实这道题思路挺好想的，就是一些细节还有复杂度比较难弄，好难调啊。 看到题的第一眼以为是树形背包，然后看到b的范围就放弃了。那咋办呢？首先第一维肯定是在树上某个节点，第二维呢？抓住小的干，f[
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posted @ 2019-07-16 06:19
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刚调完了一个非常恶心的题（可能是我写的太恶心了），心累……先写会博客吧。 今天上午该完了考试的三道题，感觉第二道真的是个好题（学长说是经常会遇到的一类题……完了完了），看了一个小时std才看懂，写了篇博客。 下午好颓啊，先是学长讲课，讲tarjan的正确性及一些细节证明（正确性不是显然的吗？？？），
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posted @ 2019-07-15 21:45
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B. 概率充电器 B. 概率充电器 B. 概率充电器 题目描述 著名的电子产品品牌 SHOI 刚刚发布了引领世界潮流的下一代电子产品——概率充电器:“采用全新纳米级加工技术,实现元件与导线能否通电完全由真随机数决定!SHOI 概率充电器,您生活不可或缺的必需品!能充上电吗?现在就试试看吧!”SHOI
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posted @ 2019-07-15 12:01
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这题真的神仙，蒟弱表示看题解看不懂……std看了几个小时大概看懂，还有一些细节的东西没有思考。 最难受的是题解和std好像并不是同一个人写的……数组状态不一样……看了好久才看出来f也是前缀和。 F[i][j]表示在点 i 为根的子树中,向下最长轻链长度小于等于 j 的概率。 首先递归下去并求出子树大
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posted @ 2019-07-15 11:57
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以为要考图论呢，结果考了一堆不知道是啥的东西，尤其是第一题（考得是暴力枚举？质因数分解？？高考数学必修5？？？），考试时一直以为正解是个数据结构，后来发现个数单调可以二分，然而排序时间复杂度好高啊……不管了先打个暴力，复杂度$1000*n^2*log^2n$,%了几个点都过了（最后因为复杂度过高使本
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posted @ 2019-07-15 08:39
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先放作者的正解： 先说g吧，有i个点的话，在其中i-1个点中有$C_{i-1}^{2}$种边，每个边有选和不选两种情况。如果度不是偶数呢？用剩下那个点给他连上呗。如果剩下那个点度数不是偶数呢？这是不可能的，因为其中i-1个点，每条边会使图的总度数+2，所以图的总度数是偶数，不可能出现奇数个度为奇数的
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posted @ 2019-07-15 08:35
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用于模数很大直接乘会爆longlong的情况。 好处是只要a,b在long long内，无论它们乘起来多大，都可以做。 劣势是时间复杂度是log(b)的，比起正常乘法来太慢了。 其实有O（1）的方法， 只适用于a*b没有超过long long太多的情况（即a,b并不算大，大概均在10^12左右） 设
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posted @ 2019-07-15 07:41
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用于指数爆longlong的情况，当然你也可以打高精…… 因为昨天有人提到了慢速乘，感觉挺有用的，就顺便都学了吧，而且省选也用到十进制快速幂了。
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posted @ 2019-07-15 07:23
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什么沙雕题啊……考察的是啥啊，分类咋搞啊……愁死我了…… 先把作者的正解放出来： 序列因为选出的一段是一个等比序列的子序列,我们分为两种情况:1. q=1,相当于找一个最长每个数都相等的子串,这个扫一遍就行了。2. q!=1,那么这个序列最长只有 logn,那么我们可以枚举开头,不妨设开始的两个数为
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posted @ 2019-07-15 06:42
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posted @ 2019-07-15 06:26
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[LOJ#2255][BZOJ5017][Snoi2017]炸弹 看到这题首先想到了线段树优化建边， 我们将可以炸到的炸弹之间连上单向边，然后缩点，拓扑一下什么的就可以求出来每个问题的解了。 虽然不是正解，但貌似可做。 我们可以想一想这道题是否存在一些有趣的性质，可以让我们优化建边。 假设点a在点b
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posted @ 2019-07-15 06:25
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bzoj3590: [Snoi2013]Quare 根据题意，图中显然不能有桥，所以可以先用tarjan找桥判“imposibal”。 数据这么小，状压吧，我们可以把这个过程看成这样：我们已经有了一个强连通分量，那么我们要把一个点加入进这个强连通分量，可以找到一条包含这个点的链，且让链的两端都在这个
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posted @ 2019-07-15 06:11
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POJ2942 Knights of the Round Table 开始看错题了，“某些骑士无法出席所有会议”并不是无法出席某个会议， 我们尝试建图，按照题目给的条件，我们可以将相互仇恨的骑士之间建边。那么骑士可以坐在一起的条件就是他们之间没有边。所以我们建出这个图的补图会使解题更加方便。 然后我
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posted @ 2019-07-15 05:59
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[Sdoi2013]随机数生成器 难得一个完全自己推出来的数论题，结果还因为特判挂了好几个星期，今天才把特判打出来A掉。 开始以为要求ax+bx≡c(mod p)这种形式的方程，然而并不会解，nc哥告诉我不是，我才想起来求通项公式（推了一节数学课推出来了）（mikufun推了一节物理课）， $X_{
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posted @ 2019-07-14 11:01
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#include #include #include #include #define MAXN 2500010 using namespace std; struct edge { int u,v,w,nxt; #define u(x) ed[x].u #define v(x) ed[x].v #define w(x) ed[x].w #define n(x) ed[x].nxt }...
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posted @ 2019-07-14 06:20
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HDU3844 Mining Your Own Business 问题描述John Digger是一个大型illudium phosdex矿的所有者。该矿山由一系列隧道组成，这些隧道在各个大型交叉口相遇。与一些业主不同，Digger实际上关心他的工人的福利，并担心矿山的布局。具体来说，他担心可能会出
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posted @ 2019-07-14 06:16
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「BZOJ3694」「FJ2014集训」最短路 首先树剖没得说了，这里说一下并查集的做法， 对于一条非树边，它会影响的点就只有u（i），v（i）到lca，对于lca-v的路径上所有点x，都可通过1-t-u-v-x，长度为dep[u]+dep[v]+w(i)-dep[x],lca-u同理， 将非树边按
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posted @ 2019-07-14 06:05
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posted @ 2019-07-13 20:51
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3331: [BeiJing2013]压力 LCA+树上差分，和之前类似的题差不多，就是多了个v-dcc缩点，唯一要注意的就是判断是否是割点，对于不是割点的点，如果他是起点或重点，ans++，和差分没有关系，对于割点，则需要用到差分，注意割点与非割点的答案要分开存储，否则会死的。 另外要注意的是数组
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posted @ 2019-07-13 20:50
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2208: [Jsoi2010]连通数 对于原图建反图，考虑到有环，tarjan缩点，就得到一张有向无环图，用bitset记录能到某scc的点（原图点），跑拓扑将bitset或（|）下去就可以了，最后答案为∑（bitset中1的个数*scc的大小）。开始考虑错了： 1 for(int i=1;i<=
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posted @ 2019-07-13 20:42
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[POI2008]BLO 一开始没看懂样例，连去掉的点都算…… 显然如果i不是割点，那么ans[i]=(n-1)*2, 如果i是割点，ans[i]=将i去掉后生成的联通块大小两两相乘的和加上i本身，但这样并不好算，换一种思路，在求割点时记录搜索树中以x为根的子树大小， （式子太长不想打了……）
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posted @ 2019-07-13 20:34
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int dfn[MAXN],low[MAXN],num,root; int stack[MAXN],top,cnt; bool iscut[MAXN]; int new_id[MAXN],c[MAXN]; vector dcc[MAXN]; void tarjan(int x) { dfn[x]=low[x]=++num; stack[++top]=x; if(x==ro...
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posted @ 2019-07-13 19:51
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int dfn[MAXN],low[MAXN],cnt; bool isbridge[MAXN]; void tarjan(int x,int edg) { low[x]=dfn[x]=++cnt; for(int i=f(x);i;i=n(i)) if(!dfn[v(i)]) { tarjan(v(i),i); low[x]=mi...
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int dfn[MAXN],low[MAXN],cnt; void tarjan(int x,int edg) { low[x]=dfn[x]=++cnt; for(int i=f(x);i;i=n(i)) if(!dfn[v(i)]) { tarjan(v(i),i); low[x]=min(low[x],low[v(i)]); ...
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int dfn[MAXN],low[MAXN],cnt,root; bool iscut[MAXN]; void tarjan(int x) { dfn[x]=low[x]=++cnt; int flag=0; for(int i=f(x);i;i=n(i)) if(!dfn[v(i)]) { ta
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NOIP2016天天爱跑步 这题一看显然lca+树上差分，但是因为有w的限制不能直接加，所以考虑权值线段树合并， 每个选手的起点终点对于不同的节点的影响是不同的，这就非常麻烦了，但是可以发现无论如何他的深度是固定的，而对于一个节点i，能使他+1有如下两种情况： 1.dep[x]=dep[i]-w[i
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bzoj1003 物流运输 设cost[i][j]为第i天到第j天，不经过这些天关闭的所有港口（指在这一段时间不是每天都能过）的最短路， 设f[i]为前i天最短路，则f[i]=min(f[i] , f[j]+cost[j+1][i]*(i-j)+k) 因为对第一天多加了一个k，最后减去即可。 #in
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「BZOJ2654」tree 最小生成树+二分答案。 最开始并没有觉得可以二分答案，因为答案并不单调啊。 其实根据题意，白边的数目肯定大于need条，而最小生成树的白边数并不等于need（废话），可以二分将每条白边的权值+mid，这样就可以控制最小生成树中白边的条数， 对于一个mid，将所有的白边权
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