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ARC163D 发现这个竞赛图一定能被分为两个集合 \(A\)，\(B\)。满足 \(\forall u\in A,v\in B\)，均有 \(u\to v\in E\)。答案就是划分这两个集合的方案数。 证明： 首先，竞赛图缩完点后一定是一条链，对强连通分量进行标号，满足编号小的强连通分量指向编号 阅读全文
posted @ 2023-10-18 09:31
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P9212 看到除法相关容易想到根号分治。 先对 \(x,y\) 进行讨论，不妨令 \(0\le x,y<m\)。 \(x<y\) 时，当满足 \(a_i+y < m\) 或 \(a_i+x\ge m\) 时，即当 \(a_i<m-y\) 或 \(a_i\ge m-x\) 满足 \((a_i+x)\ 阅读全文
posted @ 2023-10-18 09:30
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CF1542E2 首先时间复杂度肯定是 \(\mathcal{O}(n^3)\) 的。 容易想到先枚举最长公共前缀，然后枚举 \(p_{len+1}\) 和 \(q_{len+1}\)，再枚举逆序对数进行统计。 令 \(f_{i,j}\) 表示有 \(j\) 个逆序对的 \(i\) 阶排列的个数。 阅读全文
posted @ 2023-10-18 09:29
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CF1542E1 首先时间复杂度肯定是 \(\mathcal{O}(n^3)\) 的。 容易想到先枚举最长公共前缀，然后枚举 \(p_{len+1}\) 和 \(q_{len+1}\)，再枚举逆序对数进行统计。 令 \(f_{i,j}\) 表示有 \(j\) 个逆序对的 \(i\) 阶排列的个数。 阅读全文
posted @ 2023-10-18 09:27
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CF1856E2 差点场切啊。 默认已会 E1。 考虑对 E1 进行优化，发现瓶颈在于背包。 设当前子树以 \(u\) 为根，容易发现 \(\sum siz_{v_i}=siz_u-1\)，显然要从这里下手。发现总值域较小是与普通背包不同的地方，要么个数少，要么值域小。不妨设背包的总容量为 \(W\ 阅读全文
posted @ 2023-10-18 09:26
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CF1856E1 发现题目的要求只需要相对的大小关系，考虑一个子树时，不妨令子树内部编号连续。类似于一个 dp，这样也可以更好地将信息由儿子转移到父亲。 设 \(u\) 的孩子为 \(v_1,v_2,\dots,v_k\)。由于每棵子树内的编号是连续的，令以 \(v_i\) 为根的子树的编号为 \( 阅读全文
posted @ 2023-10-18 09:22
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P3464 显然的，先将原数变为四进制的数。 由于算的是进位/不进位的代价最小值和方案数，容易想到 dp。 这里假定该四进制数是从高位到低位的，顺序显然是由低位到高位。 令 \(f_{i,0/1}\) 表示第 \(i\) 位进 / 不进位的最小代价，\(g_{i,0/1}\) 表示的是最小代价下的方 阅读全文
posted @ 2023-10-18 09:13
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P9744 因为给定的 $1$ 的个数是有限的，所以一定是枚举 $p_i$ 到 $p_{i+1}$ 的段进行更新。发现操作一最多只会执行一次，枚举在哪里执行操作一，然后对答案进行更新。因为 $p_i$ 前面的 $1$ 不管怎么都需要清 $0$，这部分代价可以单独计算。但是有可能是在 $j\in[p_ 阅读全文
posted @ 2023-10-18 09:02
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