12 2017 档案
摘要：首先，我们发现，因为是无向图，所以相连的点之间是有“依赖性”的，所以不能直接用dp求解。 因为是xor，所以按位处理，于是列线性方程组，设$ x[i] $为点i到n异或和为1的期望，因为从1到n和从n到1一样，所以选择倒着推，即， if(deg[e[i].va]==0) $$ x[u]=\sum_{
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摘要：四舍五入就是个暴力。 对于线段树的每个区间都开一棵按权值排序的splay 对于第二个操作，二分一下，每次查询mid的排名，复杂度 $ O(nlog(n)^{3}) $ 其余的操作都是$ O(nlog(n)^{2}) $ cpp include include using namespace std;
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摘要：参考：https://www.cnblogs.com/zhuohan123/p/3698852.html 首先，根据点到直线距离公式 $$ d=\frac{kx_0 y_0+b}{\sqrt{k^{2}+1}} $$ 那么XPs的线性假设相斥度为 $$ \delta =\frac{(kx_i y_i
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摘要：参考：https://www.cnblogs.com/chenyushuo/p/5144957.html 不得不说这个建图方法真是非常妙啊 假设S点选理，T点选文，a[i][j]为(i,j)选文收益，b[i][j]为(i,j)选理收益，c[i][j]为同时选文收益，d[i][j]为同时选文收益。 那
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摘要：树套树： 约等于是个暴力了。以区间线段树的方式开一棵权值线段树，在权值线段树的每一个点上以动态开点的方式开一棵区间线段树。 结果非常惨烈（时限20s） cpp include include include include include using namespace std; const int
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摘要：~~其实我不太清楚这个应该叫CDQ分治还是整体二分~~ 参考：http://blog.csdn.net/lvzelong2014/article/details/78688727 一眼做法是线段树套可持久化trie，但是会MLE+TLE 考虑用CDQ推掉线段树 首先对于没有时间限制的商品建一棵可持久
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摘要：和主席树差不多的东西，一般用于求异或和最大之类的。 sum记录的是当前这一位（在二进制下）的值（0或1）在这一位之前出现过多少次。c[0]表示下一位为0，c[1]表示下一位为1。 关于第i位的取法：int q=(v&(1<<i))>>i; 新加一个数的时候就去沿着二进制的高位到低位一路加下来就行了。
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摘要：因为在后面加数字又求后缀和太麻烦，所以xor[p...n]=xor[1...n]^xor[p-1...n]。 首先处理出来区间异或前缀和，对前缀和建trie树（在最前面放一棵0表示最开始的前缀和 然后就是可持久化trie的板子了
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摘要：大意：在二维平面内，给定n个点，m个操作。操作A：加入一个点；操作B：询问一个点与平面上加入的点的最近距离 不封装会T不封装会T不封装会T不封装会T不封装会T不封装会T不封装会T不封装会T不封装会T不封装会T不封装会T 把初始存在的点也看成加点操作 首先，曼哈顿距离取绝对值很烦，所以我们可以通过转坐
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摘要：W过大，很难在线维护，考虑离线算法 给每个操作加一个时间属性n，显然，对于n=i的询问，对它有影响的修改只在n<i中，所以可以CDQ（因为是按时间序读进来的，所以不用排序了 对于统计矩形和，可以使用二维前缀和的思想，即只需要统计四个点即可 这样就转化成了三维偏序问题，只是询问和修改要分开处理。 （初
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摘要：分治算法的基本思想是将一个规模为n的问题分解为K个规模较小的子问题，这些子问题相互独立且与原问题性质相同．求出子问题的解，就可得到原问题的解． --陈丹琦集训队论文 例如归并排序 复杂度分析（可是我并不会分析 oT(n) = 2 * T(n / 2) + O(kn)=O(kn*logn) oT(n)
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摘要：三维偏序 首先把所有花按 x一序，y二序，z三序 排序，然后去重，con记录同样的花的个数，然后进行cdq 现在假设有[l.r]区间，其中[l,mid] [mid+1,r],已经递归处理完毕。我们把区间[l,mid] [mid+1,r]按 y一序，z二序，x三序 排序，那么现在所有[l,mid]区间
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