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摘要: "题面戳我" Solution 我们正着每次都要枚举从长到短,时间复杂度承受不了,但是我们可以发现一个规律,假设某次的答案为$x$,那么这个字符串为$A+X+B$组成,无论中间的$X$是重叠还是空余的,我们都可以发现,这个字符串可以改成$a+A'+X+B'+b$,所以下一次砍掉两边,这个$A'$中没 阅读全文
posted @ 2018-07-23 21:13 Ning_Mew 阅读(188) 评论(0) 推荐(0) 编辑
摘要: "题面" Solution 看了一点点题解,自己又刚了$2h30min$,刚了出来qwq,我好菜啊qwq 貌似这道题是BZOJ 4826的弱化,弱化都不会qwq凉凉 "Solution" 首先你可以考虑,找出$[l,r]$的最大值($x$)后,你会发现这个好的点对,是不会跨过这最大值($x$)的,那 阅读全文
posted @ 2018-07-23 21:12 Ning_Mew 阅读(222) 评论(0) 推荐(0) 编辑
摘要: "题面戳我" Solution 并不会做,看了下题解大概了解了。期望这个东西好难搞啊qwq 我们定义$dp[i][j]$表示第$i$步,拿到宝物前的状态为$j$。 正着来会有很多不合法的情况,剔除比较麻烦,我们反着来考虑,因为你想如何是合法,就是状态表示拿得物品个数小于等于步数嘛,倒着来最后答案根据 阅读全文
posted @ 2018-07-23 21:12 Ning_Mew 阅读(95) 评论(0) 推荐(0) 编辑
摘要: "题面戳我" Solution 期望的题目真心不太会 定义状态$f[i]$表示到第$i$期望长度,$dp[i]$表示期望分数 如果上一步的持续$o$长度为$L$,那么贡献是$L^2$,现在长度为$L+1$,贡献是$L^2+2 L+1$,那么添加量就是$2 L+1$ 所以我们可以得到转移方程: $ch 阅读全文
posted @ 2018-07-23 21:12 Ning_Mew 阅读(100) 评论(0) 推荐(0) 编辑
摘要: "题面戳我" Solution 反向建图跑拓扑排序,顺便处理$dp$ 假设某条边是$u \rightarrow v (dis)$ ,那么转移方程就是$dp[v]+=(dp[u]+dis)/in[v]$ 根据题意我们可以知道,每个点选择道路的概率是一样的,所以只能这么做。( 重点在看什么的概率相同(雾 阅读全文
posted @ 2018-07-23 21:12 Ning_Mew 阅读(120) 评论(0) 推荐(0) 编辑
摘要: "题面戳我" Solution 不会,看的 "题解" Attention 哇痛苦,一直不会打$ST$表,我是真的菜啊qwq 预处理 cpp Log[1]=0;two[0]=1; for(int i=2;i 1]+1; for(int i=1;i define LL long long using n 阅读全文
posted @ 2018-07-19 17:16 Ning_Mew 阅读(148) 评论(0) 推荐(0) 编辑
摘要: qwq真的太开心了 可恶的期末考试终于结束了qwq 阅读全文
posted @ 2018-07-12 18:23 Ning_Mew 阅读(203) 评论(9) 推荐(2) 编辑
摘要: " bzoj3894 ,懒得复制题面,戳我戳我" Solution: 首先这是一个网络流,应该还比较好想,主要就是考虑建图了。 我们来分析下题面,因为一个人要么选文科要么选理科,相当于两条流里面割掉一条(怎么想到割我也不知道,颓的题解),那么我们就可以从原点连向每个人,流量为文科愉悦值,然后每个人连 阅读全文
posted @ 2018-07-12 18:22 Ning_Mew 阅读(283) 评论(0) 推荐(0) 编辑
摘要: $Lucas$定理: $C^x_y≡C^{x/p}_{y/p} C^{x\%p}_{y\%p} ~~(mod~p)$ 证明不会2333 阅读全文
posted @ 2018-06-27 17:19 Ning_Mew 阅读(140) 评论(0) 推荐(0) 编辑
摘要: " bzoj3105 ,懒得复制" Solution: 首先你要有一个前置技能:如果每堆石子异或和为$0$,则先手比输 这题我们怎么做呢,因为我们没人要先取掉几堆,为了赢对方一定会使剩下的异或和为$0$,那么我们就一定要取到剩下的石子堆无论怎么异或都到不了$0$,换句话说就是要使剩下的石子堆任何子集 阅读全文
posted @ 2018-06-25 18:58 Ning_Mew 阅读(128) 评论(0) 推荐(0) 编辑
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