随笔分类 - 7.————其他————
摘要：先把区间按照长度从小到大排序，然后用尺取法来做 大概就是先一点一点把区间算上 直到某个点被覆盖了m次，然后一点一点把最前面的区间扔掉，直到没有点被覆盖m次，这样反复做（相当于是它选择的区间左右端点在那里摩擦） 判断有没有点被覆盖m次可以用线段树来做
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摘要：分析1的个数的奇偶性： 奇xor奇=偶xor偶=偶 奇xor偶=奇 所以只要统计1的个数是奇数的数的个数 和 是偶数的个数 乘一起就行了 直接用bitset来做，虽然常数很小/数据随机可以过，但复杂度是$O(nlogv)$的 其实可以把一个数拆成前16位和后16位，先预处理出来$2^{16}$个数的
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摘要：为了节省能量，我们会希望一个已经烧开了的水温度越低越好 那么可以得到结论，它要依次去碰当前温度从大到小的水 然后再把温度最高的烧开呗 可是直接模拟会T 稍微写一写大概能找到每次烧开花费能量的一个规律 但我哪找得出来啊 知道了以后也不会证
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摘要：Bob肯定想挑一个流量最大的边，然后把所有的费用都加给它呗 那Alice就让流量最大的边尽量小呗 那就二分一下答案再dinic呗
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摘要：如果把“我全都要”看作是我全不要的话，就可以用最小割解决啦 源点S，汇点T 我们试图让每个市民作为一个等待被割断的路径 把狗狗给市民：建边(S,i,1)，其中i是市民 把狗狗给守卫：建边(j,T,1)，其中j是守卫（也就是边） 市民要在路上所有边看到狗：建边(i,j,1)，其中i是市民，j是i经过的
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摘要：一定是从随便某个点开始，然后按着dfs序的顺序跑一圈是最好的 所以说，新加一个点x，就减少了dis(pre,next)，增加了dis(pre,x),dis(x,nxt) 删掉一个点同理 这个可以用set维护
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摘要：首先可以求出从某点做$2^k$次车能到的最浅的点，这个只要dfs一下，把它的孩子能到的最浅的点更新过来就可以 然后倍增地往上跳，不能跳到lca的上面，记录坐车的次数ans 此时有三种情况（设最远能跳到x,y）： 1.再跳也跳不到lca的上面，就是-1 2.路径(x,y)被某趟车覆盖，答案是ans+1
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摘要：先用线段树处理出推倒某一个后能覆盖到的最右端的位置R（绝对不能是最右边的那个骨牌，因为有可能右面的很短，左面的巨长(R不随L单调)，后面算花费又需要用到这个位置），之后可以花费R到第一个比R大的左端点来跳到下一个骨牌 然后可以倍增处理出跳多少次能跳到哪个骨牌，统计答案即可
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摘要：按点的深度从大到小排序，每次取出深度最大的那个点，如果它还没被覆盖，就在它爷爷上放一个消防局，这样一定是最优的 为了判定是否被覆盖，可以记录从某点的子树中到这个点的最近消防局的距离dis[]（如果没有就是inf呗） 这样的话，对于x，如果dis[x]<=2或者dis[fa[x]]<=1或者dis[f
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摘要：首先大概有一个树剖+树套树的做法，但我哪会写啊 然后发现k很小，如果用线段树记每个区间前k大的的话，可以O(k)地合并 而且一个点还有可能有好多个骑士，所以要用multiset维护一下 然后树剖就好啦
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摘要：给一些字符 求它们能拼成的字符串 的回文子串的个数最大值 对应的那个字符串 就是把相同的都放一起是最优的，排下序就行了...
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摘要：可以证明，如果我搜索的话，一个点最多只有两个最优状态：向左剩余步数最大时和向右剩余步数最大时 然后判一判，bfs就好了 dfs会T惨...
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摘要：如果给相同的位置连边，最后联通块数是n，最后答案就是$9*10^{n-1}$ 但直接连边是$O(n^2)$的 所以事先处理出一个ST表，每次O(1)地给那个ST表连边 最后再一点一点下放，就是把在这层的同一集合的的左儿子连到一个里，右儿子连到一个里 统计最下面那一层的联通块数量就行了
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摘要：因为只能带一个，买卖价格又一样，所以只要右边的比左边的大，就从这买下来然后带到下一个卖掉就行了（我想到别处再卖的话大不了再重新买回来嘛） 所以给max(w[i]-w[i-1],0)维护一个前缀和就行了
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摘要：一个JSB做法 由$\frac{x*b0}{gcd(x,b0)}=b1$,可得$\frac{x}{gcd(x,b0)}=\frac{b1}{b0}$ 设$b2=\frac{b1}{b0}$ 所以对$b2$和$b0$分解质因数，可以得到结论： 1.x必须包含b2中所有的质因数，且个数等于它在b2和b0
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摘要：首先想到建出可持久化trie树然后在上面贪心，但是它加了一个数所以不能这么做 但依然可以贪心，仿照上面那个的过程，如果设y是在第i位上^b是1的数（前面的位数已经贪好了），我只要在[l,r]范围内能有[y-x,y+(1<<i)-x-1)]的数，那这位异或出来就是可以是1的
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摘要：首先floyd求出来每两点间的最短距离，然后再求出来从某点买再到某点卖的最大收益 问题就变成了找到一个和的比值最大的环 所以做分数规划，二分出来那个答案r，把边权变成w[i]-r*l[i]，再做spfa判正环就行了 （本来想偷懒用floyd判正环，结果T了）
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摘要：易证我们走的时候只会从某一层的某端点走向另一端点、然后走向下一层的某端点.. 所以建图然后dijkstra就行了 调了一年以后发现dijkstra写错了
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摘要：首先二维树状数组肯定开不下 仿照二维树状数组的做法，如果有差分数组$d[i][j]=a[i][j]-a[i-1][j]-a[i][j-1]+a[i-1][j-1]$，那么就有: $$sum[x][y]=\sum\limits_{i=1}^{x}{\sum\limits_{j=1}^{y}{\sum\
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摘要：贪心地，可以建出一棵树，每个区间对应一个点，它的父亲是它右边的、与它不相交的、右端点最小的区间。 为了方便，再加入一个[0,0]区间 于是就可以倍增来做出从某个区间开始，一直到某个右界，这之中最多能选多少区间 这样的话，可以从[0,0]区间，倍增做出第一问的答案 考虑第二问，我们需要尽量选编号小的区
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