01 2018 档案
摘要：题目传送门 第一次看题目感觉毫无还手之力，一看M的范围≤15，果断状压。 但是状压的想法比较新奇。 先想到的状压是设f[i][j]表示前i个状态为j时的方案总数，但是后来想了一想不行，会超时。 于是以f[i][j]表示i状态匹配到第j位时的方案总数。 但判断转移是会超时，于是预处理串与串之间的关系。
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摘要：题目传送门 看到数据范围就果断装压。 设f[i][j]表示i状态下最后一个数字为a[j]。 code：
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摘要：题目传送门 其实打表找一找规律可以得出： 证明则是设q/p为一条直线的斜率。 p=q时则是求直线上的整点的横纵坐标和，p≠q时则是求直线上下整点的和。 code：
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摘要：题目传送门 这道题一开始我还以为是贪心，sort一遍直接取中点然后求最优值。 但写了之后才发现错误，设置的谷仓只要是一段区间的中点即可。这段区间的两端一定是两片谷田。 所以枚举区间的左端点，二分右端点，但问题是如何O(1)判断？ 设sumi表示1~i点的和。 L~R区间所需要的费用分成两段来求。 一
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摘要：题目传送门 背包的变形，不得不说卡了我很久(估计是下午睡傻了)。 设f[i][j]为前i个物品剩下j个挂钩。 f[i][j]=max(f[i-1][j],f[i-1][max(j-a[i].x,0)+1]); 显然f[i-1][j]表示不挂，而f[i-1][max(j-a[i].x,0)+1]表示挂
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摘要：题目传送门 由题意得是最小割问题，又由最大流最小割定理可得只需要求无向图的最大流即可。 建双向边，跑Dinic，EK会超时。 注意在DFS时要加"if(!res)dist[now]=0;"这句话，不然会超时。 这句话因为下次DFSnow这个点时得到的最小流量为0，所以就没必要DFS下去，一个剪枝。
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摘要：例题传送门 Dinic算法是网络流最大流的优化算法之一，每一步对原图进行分层，然后用DFS求增广路。时间复杂度是O(n^2*m)，Dinic算法最多被分为n个阶段，每个阶段包括建层次网络和寻找增广路两部分。 Dinic算法是网络流最大流的优化算法之一，每一步对原图进行分层，然后用DFS求增广路。时间
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摘要：题目传送门 裸的最小生成树。 code:
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摘要：题目传送门 设x[i]表示i+1向i传的糖果数，x[n]表示1向n传的糖果数,a'=(a[1]+...a[N])/N a[1]+x[1]−x[n]=a' a[2]+x[2]−x[1]=a' a[3]+x[3]−x[2]=a' ⋯⋯ a[n−1]+x[n−1]−x[n−2]=a' a[n]+x[n]−
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摘要：题目传送门 找规律。 画一个像这样的图： 不同颜色为不同层，因为函数图像可对称，所以只考虑K<=N/2的情况。 最小为min(K,N-K+1)*2。 N=1时特殊考虑，答案为1。 code：
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摘要：题目传送门 Map水过（或set也行）。 code:
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摘要：题目传送门 BZOJ水题，for i=1~N，答案加上N/i即可 ANS=∑N/i（i∈{1~N}） code：
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摘要：题目传送门 差分约束基础，对于每种关系建不同的边，求是否有负环。 code：
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摘要：题目传送门 乍一看好像是搜索题，但搜索明显会超时。 此处采用IDA*的方法求解。 IDA*算法就是基于迭代加深的A*算法。 code：
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