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"题目" 第一问非常裸，就是一个动态加边的$dinic$，我们从$1$到$n$考虑每一个人的每一个志愿，每次把这个人这一志愿的所有边都连出来，跑最大流发现流量增加就说明这个志愿匹配上了，退出做下一个人；否则就做这个人的下一个志愿 在$dinic$的时候删掉没有用的边会让代码快很多 第二问看起来非常二 阅读全文
posted @ 2019-03-27 21:36
asuldb
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"题目" 最小割的可行边和必须边 可行边$(u,v)$需要满足以下两个条件 1. 满流 1. 残量网络中不存在$u$到$v$的路径 这个挺好理解的呀，如果存在还存在路径的话那么这条边就不会是瓶颈了 必须边$(u,v)$需要满足的条件 1. 满流 1. 残量网络中$S$能到达$u$，$v$能到达$T$ 阅读全文
posted @ 2019-03-27 16:34
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"题目" 发现题目给了一张补图，求的是最大团 而且隐隐约约告诉我们这张补图是一个二分图 于是非常自然联想到 最大团等于补图最大独立集 最大独立集又等于总点数 最小点覆盖 最小点覆盖=最大匹配 使得最大团增加就需要使得最大匹配减小 于是我们终于读懂题目了，就是求二分图匹配的必须边 直接在残量网络里跑$ 阅读全文
posted @ 2019-03-27 16:01
asuldb
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这道题还是非常好的 首先第一问可以让我们联想到某网络流二十四题里的一道题，发现建图方式应该和这道题差不多啊 所以首先跑一遍$dp$，求出$dp[i]$表示$i$位置结束的$LIS$长度，设最长的$LIS$长度为$M$ 我们考虑一下如果想要使得这个$M$减小要割掉一些点，显然我们割掉的是点，所以将每一 阅读全文
posted @ 2019-03-27 15:16
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"题目" 我就是个丝薄 如果要用$dp_i$表示凑出$i$的最小花费显然不可能的 之后大力猜想能凑出来的状态不会很多，我的暴力也告诉我不是很多，好像也确实不多的样子，大概$4e4$左右 但是我就这样思维僵化了，背包套路难道不是看到某一维特别大就把交换一下这一维和$dp$值吗 于是$dp_i$表示使用 阅读全文
posted @ 2019-03-27 13:56
asuldb
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"题目" 好秒啊，真是一道神仙的点分治 于是我们来一个暴力的$O(nlog^2n)$的暴力统计吧 考虑计算每一个点作为快递中心时的答案 我们考虑在这个点成为分治重心时计算这个贡献 把这个贡献分成两部分 1. 分治块内部的点对，且不跨过分治重心，这个我们直接暴力统计就好了 1. 分治块外部，这个又分成 阅读全文
posted @ 2019-03-27 10:17
asuldb
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