随笔分类 - 具体问题
摘要：算法 转化题意, 对于一个菊花图, 每次操作可以去到中心点, 再任意找一个外点跑, 首先考虑 \(\rm{dp}\) 的做法 对于每一天的后半部分, 我们考虑前半天走了长路和前一天走了短路两种情况, 显然的, 如果前半天走了长路, 那么后半天一定要走短路, 如果前半天走了短路, 后半天走长路和短路都
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摘要：算法 一眼计数 \(\rm{dp}\) , 不会, 下播 好的让我们分析一下题意 问题可以简单地转化为对于每一个字母, 只能选择另外的某些字母作为下一个, 求一共的可能性 简单的, 我们找出 \(\rm{dp}\) 方程, 令 \(f_{i, s}\) 表示考虑前 \(i\) 个字母, 以 \(s\
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摘要：算法 看到数据范围很小, 考虑状压 \(\rm{dp}\) 我们考虑从左上往右下推答案, 那么显然的, 我们只需要考虑向上向左方向的冲突情况, 而无需考虑向下向右的 考虑轮廓线 \(\rm{dp}\) , 虽然不太标准就是了 实际上对于这样的情况, 我们考虑枚举绿色部分是否选择, 然后对状态进行转移
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摘要：算法 经典题, 好好学一下 首先用一条虚线把矩阵分为两部分, 上面的部分已经填充完毕, 下面还没有完成 那么我们记录这条虚线 (轮廓线) 下方的 \(n\) 个方块, \(0\) 表示没有填充砖块, \(1\) 表示填充了砖块, 那么如何转移呢? 首先规定转移必须只能向上和向左填, 这样可以简化,
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摘要：算法 转化题意, 显然的, 每次操作必定是先锻造再熔毁, 获得 \(2\) 点经验, 并且花费 \(w_i = a_i - b_i\) 个同类型金属, 问题就是说, 如何操作使得操作次数可以最多 首先使用贪心思路, 以 \(w_i\) 为关键字升序排序, 显然的, 在前面的物品一定应该先选择, 并且
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摘要：算法 全都想到了, 不会读入和 \(\rm{LCA}\) 直接把赛时记录的拉过来 对于 \(50 \%\) 的数据点, 直接输出 \(-1\) 即可 前 \(20 \%\) 直接预处理即可 注意到一个很强的性质, 即 保证在此之前在城市 \(x\) 与 \(y\) 之间不存在任何路径 也就是说每次连
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摘要：算法 想到了建立补图之后二分图的处理, 有一点水平但不多 显然的, 建立补图之后, 一个团之间不存在边, 只有团之间可能出现边, 那么如果出现了奇环, 显然无解 但是这个二分图比较奇妙啊, 有些二分图是孤立在外的, 但是我们发现, 补图中孤立在外, 那么在原图中, 它们就一定可以并成一个完全子图,
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摘要：前言 米奇妙妙题, 确实很好 算法 那么接下来就自己推吧 首先, 一个做法是对于 \((x, y)\) , 将 \(x \to y\) 连边, 这样问题转化成: 如果存在 \(x \to y\) 和 \(y \to z\) 那么连 \(x \to z\) , 求最终会有多少条边 这个形式好像就更符合
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摘要：算法 场上也是把所有需要的性质全部都推出来了, 但是计数类型的底子太差, 直接也是没把答案式子表示出来啊 容易的, 我们可以知道, 对于一个长度为 \(n\) 的序列, 其中每一个 \([l_i, r_i]\) 确定, 那么不管怎样排列, 最终都是合法的 我们还可以知道, 如果每一个点, 作为左端点
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摘要：算法 听别人说这题比较简单, 我来看看怎么个事 转化题意, 对于 \(n\) 条线段 \([l_i, r_i]\) , 求每条线段被哪些线段完全覆盖, 并求这些线段的交集减去其的长度 显然的, \(j\) 线段覆盖 \(i\) 线段, 应该满足 \(l_j \leq l_i, r_i \leq r_
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摘要：算法 考虑记录 \(1\) 出现次数前缀和, 表示答案 贪心的去求, 即可 总结 善于拆柿子算贡献
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摘要：算法 考虑如何判定 \(x\) 能否变成 \(y\) 从低位到高位逐位比较, 若它们当前位相同, 则不进行进位, 否则只有当 \(y\) 这一位为 \(0\) 或 \(1\) 时才可能有解 具体原因为对 \(x\) 当前位四舍五入后, 该位会变成 \(0\) , 变成 \(0\) 以后, 前面的位如
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摘要：前言 也是找到了韩国原题, 有用! 算法 场上有一个比较显然的想法, 即计算出每种逆序对数量对应多少排列, 从而计算出排名第 \(k\) 小的排列有多少个逆序对 但是即使计算出来了, 我们也不好实现, 分析原因发现, 实际上是因为不好确定应该怎么填数, 时间复杂度仍然趋势 一个显然的想法是, 我们在
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摘要：算法 朴素的贪心从性质上就不可能通过, 考虑换一种方式 注意到当 \(C\) 即总项目数确定时, 我们是有办法确定是否可行的 不难发现, 对于确定当前的元素 \(a_i\) , 我们可以分类讨论 \(a_i \geq C\) 显然的, 当 \(a_i \geq C\) 时, 无论如何也只能贡献 \(
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