04 2024 档案
摘要：旧制作。 普通 FFT，有点小慢 #include<bits/stdc++.h> #define db double #define up(i,l,r) for(int i=l; i<=r; ++i) #define dn(i,r,l) for(int i=r; i>=l; --i) using n
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摘要：P3750 首先考虑必杀次数比较小的怎么算，不难发现一直按最后一个 \(1\) 是对的，理由是最后一个 \(1\) 的位置 \(x\)，之前的位置改不了 \(a_x\)，按多倍的 \(x\) 一定不优。 那只要处理出 \(i=1,...,n\) 的因数，然后暴力算就行了，有一个上界 \(n\)，这时
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摘要：P6240 分治背包即可，在分治区间 \([s,e]\) 中处理跨越 \(mid\) 的询问，具体而言处理 \(mid\) 左边的后缀背包， \(mid\) 右边的前缀背包，查询的时候合并对应的前后缀背包即可。复杂度 \(O(n\log n k+km+m\log n)\)，背包合并用 \(O(k)\
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摘要：恶心东西爬、、、 我们要求解一个 \(\binom{n}{m}\mod M\)，\(M\) 是不太大的正整数，\(n,m\) 是可能比较大的正整数。 首先我们分解 \(M=\prod_{i=1}^kp_i^{x_i}\)，我们对于每一个 \(i\in[1,k]\) 求出 \(\binom{n}{m}
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摘要：我之前竟然没有记这个？？ 用于求一个 \(x\) 满足一组 \(x\equiv a_i\pmod {m_i}\)，其中 \(m_i\bot m_j(i\neq j)\) >w< 其实直接构造就行了，设 \(M=\prod_{i=1}^{k}m_i,M_i=\frac{M_i}{m_i}\)，求一个
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摘要：这是一种对于一个数论函数 \(f(n)\)，计算 \(S(n)=\sum_{i=1}^n f(i)\) 的快速方法。 构造两个积性函数 \(h,g\) 满足 \(h=g*f\)，根据卷积的定义，有 \(h(i)=\sum_{d|i}g(d)f(\frac{i}{d})\)，对 \(h\) 求和，有：
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摘要：P2495 考虑建立虚树，先求出原树的欧拉序，然后对于输入序列，按照 dfn 排序后取出相邻位的 LCA。 对于这些关键点，拓展出右端点，然后按照欧拉序排序，再模拟 dfs 在上面做 dp 即可。 AGC056C 是谁不会差分约束？是谁不会差分约束？是谁不会差分约束？ 首先套路的给 \(0/1\)
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