摘要：
先说暴力。线段树维护 \(a_i - s_{i - 1}\)，每次暴力 \(O(n \log n)\) 查找 \(0\) 的位置。 这会超时，考虑加个优化： 维护一个区间 max，在查询到的区间的 max 小于 \(0\) 时退出。 设 \(p\) 为修改的位置，\(x\) 为修改成的值。在修改时把 阅读全文
posted @ 2025-08-02 16:13
David9006
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摘要：
我们的策略是：每一轮把所有按钮全按一遍，如果有一个按钮空了，就把它记录下来，下一轮不按它。 首先，先把 \(a\) 升序排序。记录一个 \(l\)，表示在当前，位置 \(\ge l\) 的按钮都非空。 同时，只有 \(a_i < 0\) 了，第 \(i\) 个按钮才能不按。在 \(a_i = 0\) 阅读全文
posted @ 2025-08-02 16:13
David9006
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摘要：
本文主要记录考场上可用的（玄学）技巧。 若有补充，欢迎在评论区留言。 I/O 优化 ios::sync_with_stdio(false), cin.tie(nullptr), cout.tie(nullptr) 可以关闭同步流，有时比快读快写更快。与文件读写共同使用时，需要在程序结尾加入 cout 阅读全文
posted @ 2025-08-02 16:12
David9006
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摘要：
对于每个幼儿园维护婴儿 rating 的 multiset，再维护这些幼儿园最大 rating 的 multiset（设其为 \(M\)）。 修改时： 如果要修改的婴儿 rating 为原来幼儿园中的最大值，就更新 \(M\)。 如果要修改的婴儿 rating 为新的幼儿园中的最大值，也要更新 \( 阅读全文
posted @ 2025-08-02 16:11
David9006
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摘要：
注意到如下结论：区间 \([l, r]\) 满足题目条件当且仅当 \(a_l\) 第一次出现，且 \(a_r\) 最后一次出现。 证明：充分性显然，下面证明必要性。 若区间 \([l, r]\) 不满足上述条件，则我们可以找到在 \(a_l\) 左边与其相同的数与 \([l + 1, r]\) 拼起 阅读全文
posted @ 2025-08-02 16:11
David9006
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摘要：
设 \(S = a_{n - 1} + a_n\)，则根据题意有 \(S \le k + 1\)。又因为 \(a_{n - 1} \le a_n\)，所以 \(a_{n - 1} \le \lfloor S / 2 \rfloor\)。 我们枚举 \(S, a_{n - 1}\)，则每一种前 \(n 阅读全文
posted @ 2025-08-02 16:10
David9006
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摘要：
设值域是 \(V\)，且数列 \(B\) 单调不降。为了让最大值最小，\(B_1 = 0\)，此时最大值为 \(\sum \limits_{j = 1}^{L - 1} B_{j + 1} - B_j\)。 把限制变一下形： 变形思路：把数列 \(B\) 放到数轴上。注意到，区间 \([B_j, B 阅读全文
posted @ 2025-08-02 16:10
David9006
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摘要：
我的 MO 还是太菜了。 注意到，当 \(\dfrac AB < 1 < \dfrac CD\) 时，\(p = q = 1\)。 现在只需处理都是假分数和都是真分数的情况了。 若 \(1 < \dfrac AB < \dfrac CD\)，我们想把它们变成真分数，所以令 \(k = \min \l 阅读全文
posted @ 2025-08-02 16:09
David9006
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摘要：
先做一步转化，把 \(0\) 视作 \(-1\)，这样就可以通过比较前缀和的大小来判断 \(0\) 多还是 \(1\) 多。 然后设 \(\Delta_i = \sum \limits_{j = 1}^i s_i\)。 那么我们要求的就是： \[\begin{aligned} \mathrm{Ans 阅读全文
posted @ 2025-08-02 16:07
David9006
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