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摘要： \(\text{Solution}\) 显然 \(dp\)，\(f_x = min_{y\in subtree_x}f_y + a_x \cdot b_y\) 必然可以用李超线段树解决 在树上就线段树合并即可 当然可以树上启发式合并省去线段树合并，然后李超树维护 不过显然前者更好打 既然是斜率优化， 阅读全文

摘要： \(\text{Solution}\) 明显有 \(DP\) \[ f_i = f_j + 1(j < i,Mx_j \le a_i,a_j \le Mn_i) \] 然后 \(CDQ\) 分治即可 注意分治顺序 \(\text{Code}\) #include <cstdio> #include 阅读全文

摘要： \(\text{Solution}\) 一眼 \(ODT\) 为避免每次都数颜色数量，提前记录下来，每次修改更新下 \(\text{Code}\) #include <cstdio> #include <iostream> #include <set> #define re register usi 阅读全文

摘要： \(\text{Naive Solition}\) 当然是 \(ODT\) 暴力啦 \(Luogu\) 煞费苦心加强了数据，于是就过不了了。。。 不过 \(LibreOJ\) 上可以过 #include <cstdio> #include <iostream> #include <set> #def 阅读全文

摘要： \(\text{Solution}\) 不考虑起点区间和终点区间的限制，求区间中位数 可以二分中位数，大于等于中位数的位置赋为 \(1\)，小于的位置赋 \(-1\) 当区间和大于等于 \(0\) 时此数才可能为中位数 因为有多个询问，但中位数数值只可能有 \(n\) 个 所以预处理时枚举当前中位数 阅读全文

摘要： \(\text{Problem}\) 有一个有向完全图，所有的 \(u\) 到 \(v\) 的边权为 \(a_u\) 修改 \(m\) 此有向边边权，求最终图上两两点对的最短路之和 \(1\le n \le 10^5,1\le m \le 3000,1\le a_u \le 10^6\) \(\te 阅读全文

摘要： 简要题解 这套题比较 \(H_2O\) 建议题目背景美文共赏 \(\text{T1}\) 显然一个 \(O(n^3)\) 不能过的 \(dp\) 然而过了？！ 用心在该卡时间的地方卡一卡 \(\text{Code}\) #include <cstdio> #include <algorithm> # 阅读全文

摘要： \(\text{Solution}\) 树上主席树板子 \(\text{Code}\) #include <cstdio> #include <algorithm> #define re register using namespace std; const int N = 1e5 + 5; int 阅读全文

摘要： \(\text{Solution}\) 又忘了线段树分治！！ 显然维护一个上凸包 发现加点和删点可以变成限制存在时间 然后把点放在线段树上，线段树下标表示时间 加点时先把点按横坐标排序，然后就可以单调队列维护每个线段树节点的上凸包 询问再按斜率排序，这样可以弹点而不需要二分了 \(O(n \log 阅读全文

摘要： \(\text{Solution}\) 很容易想到 \(dp\) \[ f_i = f_j + (h_i-h_j)^2 + \sum_{k=i+1}^{j-1}w_k \] 令 \(s_i = \sum_{k=1}^i w_i\) 则 \[ f_i = s_{i-1} + h_i^2 -2h_j \ 阅读全文

摘要： 简陋的拉格朗日插值法学习过程 题目 已知 $n$ 个点，确定了一个 $n-1$ 次多项式 $f$，求 $f(x)$ 拉格朗日插值法 $$ f(x)=\sum_{i=1}^ny_i\prod_{j \ne i}\frac{x-x_j}{x_i-x_j} $$ 即可 $O(n^2)$ 计算 模板 直接套 阅读全文

摘要： #include <cstdio> #include <iostream> #define re register using namespace std; typedef long long LL; const int N = 3e5 + 5, P = 998244353, g = 3; int 阅读全文

摘要： \(\text{Solution}\) 发现题目就是求 \(\sum[\prod_{i=1}^k x_i \le n]\) \(k \le 10^9\) 太可怕了 然而发现如果限定 \(x_i > 1\) 那么 \(i \le \log n\) 于是我们可以愉快地统计了 设 \(f_i(n)\) 表 阅读全文

摘要： \(\text{Problem}\) 大意就是优化这样一个 \(dp\) \(f_{i}=\max f[j]+(i-j) \cdot (i-j-1)\) \(L[i] \le j < i,n\le 5 \times 10^6\) \(L[i]\) 给出且满足 \(L[x] \le L[x+1]\) 阅读全文

摘要： \(\text{Solution}\) 第一部分参考 \(\text{LNOI2014 LCA}\) 在 \(k=1\) 时完全可行 因为对于每个 \(i\)， 根到 \(y\) 的路径之和恰好是 \(dep[lca]\) 但当 \(k>1\) 呢？ 此时我们要想办法弄出一个加数的方式，使根到 \( 阅读全文