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time,end不能在程序中使用,end是在linux系统下不可使用，但是写在结构体里两者就无所谓了。y0不能和万能头连用(但是好像只要不定义全局就行)，最好不要写这些 一些未定义行为在不开O2时不会表现出来，开O2后就会RE，如数组越界，函数没有返回值。 阅读全文
posted @ 2022-05-07 17:29
glq_C
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###Analysis 首先很容易想到二分油箱大小，对每辆车O（n）贪心判断是否合法，复杂度是O(nmlogw)的，经过一些优化是可以通过的。 但这里要说一下dp解法。对于每辆车实际上我们要求从s到t分成r+1段，每一段的最大值最小是多少。这时可以用区间dp做的。 设f[i][j][k]表示从i到j 阅读全文
posted @ 2022-05-06 15:40
glq_C
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###Analysis 显然用线段树来维护。考虑快速求出左右端点分居左右区间的方案数。 首先按位或和是满足单调性的，按位或的数越多，和越大，那么从左到右枚举右端点，左端点的可行范围一定是从左区间的左端点到左区间的某个位置，且这个位置是递增的。 那么我们就有了单次pushup复杂度为O(区间长度)的做 阅读全文
posted @ 2022-05-05 18:42
glq_C
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###Analysis 不难想到设f[p][0/1/2]表示走到标号为p的格子，目前是车/马/象的最短时间。那么转移时，需要知道从一个格子的某个状态走向另一个格子的某个状态的最短时间。 即f[p][q]=min f[p-1][y]+d[p-1,y][p,q] 那么将p，q可以压成一个状态，将同一个格 阅读全文
posted @ 2022-05-05 14:36
glq_C
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###Analysis 首先想到对每个数计算有多少种子序列使得最终集合包含这个数，用方案数乘上这个数再累加求和即可。 所以设f[i][j]表示前i个位置，目前有j个小于等于a[p]的数的方案数， i<p f[0][0]=1; (1) a[i]=='-' f[i][j]=f[i-1][j]+f[i-1 阅读全文
posted @ 2022-05-05 10:44
glq_C
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好坑的一道题。。。 ###Solution 首先很容易联想到完全背包计算方案数，考虑如何维护严格大于的限制。 把限制看作一条有向边，题目保证每个点入度，出度均不超过1，则最终的图一定是若干个链或环。若存在环一定无解。 那么对于每条链分别考虑，每条链中最小的点最少选0个，第二小的最少选1个，···第i 阅读全文
posted @ 2022-05-05 08:25
glq_C
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我已经菜得连绿题都不会了。。。 ###Solution 首先要注意矩阵中有可能是0，因此要特判是否有0，最后跟不经过0的最优解进行比较。 要使尾0最少，发现只有质因子2和5的个数有贡献，因此可以设f[i][j][k]表示从(1,1)到(i,j)在有k个质因子2的情况下（若5的质因子多于2，则令k为负 阅读全文
posted @ 2022-05-04 21:50
glq_C
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#【插头DP】【学习笔记】 ###Tips： 虽然插头Dp模板是黑的，但其实算法并不难理解，用到的只是轮廓线dp+哈希表而已，比较复杂的是讨论多种情况的转移和位运算，但封装几个函数以后，代码也十分简单了。 模板 ###Solution 首先考虑状压dp，考虑需要哪些状态，如果仅仅知道每个格子是否有向 阅读全文
posted @ 2022-05-04 11:45
glq_C
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Election，可以转化成区间最大子段和 阅读全文
posted @ 2022-04-25 15:14
glq_C
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使用如下代码生成随机数种子： srand(time(0)^(unsigned long long)(new char)); 生成DAG：可以先生成一个拓扑序，再随机从前向后连边即可 生成一棵树：对于i，从1~i-1找一个做父亲即可。 阅读全文
posted @ 2022-04-24 16:27
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