摘要：
轮廓线插头DP。 设$f[i][j][a][b][c][d][e]$表示考虑到了$(i,j)$，轮廓线上3个下插头的位置分别为$a,b,c$，是否有右插头，已经放了$e$个$L$的方案数。 然后直接DP即可。 时间复杂度$O(nm^4)$。 阅读全文
posted @ 2016-03-13 18:51
Claris
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摘要：
将每个点拆成三个点，并将转移转化为矩阵乘法，然后倍增即可求出第$k$短路的长度，注意对爆long long情况的处理。 时间复杂度$O(n^3\log k)$。 阅读全文
posted @ 2016-03-13 02:35
Claris
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摘要：
求出前缀和$s$，设$f[i]=s[i+d-1]-s[i-1]$。 从左到右枚举的右端点$i$，左端点$j$满足单调性，若$s[i]-s[j-1]-\max(区间内最大的f)\leq p$，则可行。 用单调队列维护即可，时间复杂度$O(n)$。 阅读全文
posted @ 2016-03-13 02:34
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摘要：
首先只有一种字符的情况可以通过双指针在$O(n)$的时间内处理完毕。 设$cnt[i][j]$表示前$i$个字符中$j$字符出现的次数，那么对于两个位置$j<i$： 如果 $cnt[i][0]-cnt[j][0]\neq cnt[i][1]-cnt[j][1]$ $cnt[i][0]-cnt[j][ 阅读全文
posted @ 2016-03-13 02:33
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摘要：
设$a$到$b$的边权为$c$的有向边的含义为$b\geq a+c$，则可以根据题意构造出一张有向图。 设$f[x]$为$x$点可行的最小值，$a[x]$为$x$位置已知的值，则$f[x]=\max(f[j]+w(j,i),a[x])$，其中$j$有边连向$i$。 通过拓扑排序+DP可以在$O(n) 阅读全文
posted @ 2016-03-13 02:31
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对于每种颜色，可以发现可以切的位置被分割成了若干段独立的区域。 给每个区域一个编号，将$m$种颜色的情况当成字符串来看，如果两个切口的字符串完全匹配，那么可以在这里切两刀。 可以构造hash函数，通过差分前缀和做到$O(n)$修改。 然后对于每一种相同的hash值，将切口按位置从小到大排序，通过组合 阅读全文
posted @ 2016-03-13 02:29
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设$lim=\sqrt{n}$。 若$k<lim$，预处理出： $F[i][x]$：$x$往上走$i$步到达的点。 $S[i][x]$：$x$不断往上走$i$步经过的点的和。 直接$O(1)$查询即可。 若$k\geq lim$： 查询时用树链剖分划分为$O(\log n)$条重链，在每条重链上暴力 阅读全文
posted @ 2016-03-13 02:28
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将$c$离散化，设： $f[i][j][k]$为区间$[i,j]$最小值为$k$的最大收益。 $g[i][j][k]$为$\max(g[i][j][k..m])$。 $h[i][j]$为对于当前DP区间，经过$i$点的，费用限制$\geq j$的人数。 然后直接DP即可，时间复杂度$O(n^3m)$ 阅读全文
posted @ 2016-03-13 02:26
Claris
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摘要：
两遍树形DP求出每个点开始往上往下走的前3长路以及每个点上下部分的直径。 枚举每条边断开，设两边直径分别为$A,B$，则： 对于第一问，连接两边直径的中点可得直径为$\max(A,B,\lfloor\frac{A+1}{2}\rfloor+\lfloor\frac{B+1}{2}\rfloor+1) 阅读全文
posted @ 2016-03-13 02:25
Claris
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摘要：
对于每个询问，设不小于$s$的个数为$cnt$，小于$s$的和为$sum$。 那么如果可以进行$s$轮，当且仅当$sum\geq (c-cnt)\times s$。 权值线段树维护，时间复杂度$O(m\log m)$。 证明： 如果$cnt\geq c$，那么显然可以每次取$c$个。 否则如果$su 阅读全文
posted @ 2016-03-13 02:23
Claris
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