Involuting Bunny! (2021.8)
Tags:「A.生成树」「B.Tricks」
分类处理询问的 trick：连接两个连通块的边显然合法，先用这些边构建生成森林。发现每条边至多在一个环上，所以可以用 BIT 在 DFS 序上维护其余边是否可行。
Tag:「C.性质/结论」
把操作转化成“对于边 \((u,v)\)，令 \(a_u\) 或 \(a_v\) 加上 \(1\)”，有以下结论：
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合法的序列数量为 \(2^{n-1}\)，归纳可证不重不漏；
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当 \(k>1\)，至多只有一种方案使得所有 \(k\mid a_u\)，递归构造可证唯一性；
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当 \(k>1\)，存在方案使得所有 \(k\mid a_u\)，则 \(k\mid(n-1)\)，显然。
然后就随便做了。
Attention: 先分析性质，再想算法。例如这道题走起来想 DP 就裂开了。
Tag:「A.DP-状压/插头 DP」「A.分治-二分答案」「B.Tricks」
二分答案 \(l\)，枚举每种字符第一个长度超过 \(l\) 的位置的顺序关系，每次放置一定是尽量考前放，所以可以利用预处理判断，将这一过程状压即可。
Attention: 很讨厌这种字符串填充的题……不要一味地追求“扫一遍出解”！
Tags:「A.并查集」「A.生成树」「B.Tricks」
所以学了下 Boruvka 求 MST 的算法，类似于朱刘算法，维护连通块，每次求每个连通块连出的最小边，尝试加入这些边合并连通块。一共只有 \(\mathcal O(\log n)\) 次加边，故复杂度为 \(\mathcal O(m\log n)\)。这个算法的优势在于：如果 \(m\) 很大，但我们存在一种直接求出连通块连出最小边的方法，就可能回避复杂度中的 \(m\)。
回到本题，在 \(i,j\) 间连从 \(a_i\) 跳到 \(a_j\) 所需的最小 \(k\)，求出 MST 就能预处理所有答案。使用 Boruvka 及上述优化 trick，利用 std::set 在 \(\mathcal O(\log n)\) 的时间内找最小边，可以做到 \(\mathcal O(n\log^2n)\)。
Tags:「A.并查集」「C.性质/结论」
考虑奇偶性，答案显然在 \(\{0,1,2\}\)，故只需判断答案能否为 \(0,1\)。对于 \(0\)，并查集直接维护连通块。对于 \(1\)，考虑每个 \(a_i+1\) 带来的连通块之间的连边，暴力 \(\mathcal O(\log^2 A)\) 记录信息，若两个连通块间有边答案就是 \(1\)。
Attention: “素因子个数平方”是很小的，不要定式思维觉得“暴力”过不了。
Tags:「C.构造」「C.性质/结论」「C.思维」
震撼兔子一整年.jpg 首先分析一个 Simple 图的性质：\((u,v)\in E\Leftrightarrow |u\oplus v|=1\)，所以钦定某个点为 \(0\)，其邻接点为 \(2^{0..n-1}\)，然后 BFS 构造，每个结点的编号为与它邻接的上层结点的或和。易证。
此后，第二问，仅需对 Simple 图求解。由于颜色总数为 \(2^n\)，每种颜色出现次数相等，所以有解的必要条件为 \(n\mid 2^n\)（\(n\) 是 \(2\) 的整幂）。接下来给出人类智慧构造：
正确性易证，但能构造出来这玩意儿就离谱 qwq。
Tag:「A.DP-计数 DP」
这题评分和上题一样就离谱……令 \(f(i,j)\) 表示长度为 \(i\) 的排列对 \((p,q)\) 中 \(p\) 的逆序对数减 \(q\) 的逆序对数之差为 \(j\) 的方案数，利用二次前缀和优化转移。求答案枚举 \(p,q\) 的 LCP 和第一个不同位置的差值即可。
Attention: 注意检查模意义下的四则运算函数，这个写错就没救了。
Tags:「A.DP-计数 DP」「C.性质/结论」
一次操作起作用的条件是 \(a_{i+1}-a_i<b_i\)，记最终序列为 \(f\)，那么有 \(\sum f=\sum a\)。考虑最前一段被操作影响的区间，有 \(f_1+(f_1+b_1)+(f_1+b_1+b_2)+\cdots=a_1+a_2+\cdots+a_i\)，进而 \(f_1=\frac{S_a(i)-S^2_b(i)}{i}\)（\(S^2\) 即二次前缀和）。那么由于 \(i\) 任取，我们要保证 \(S_a(i)\ge ix+S^2_b(i-1)\)，DP 一发。注意到有用的 \(x\) 取值不多，仅 \(\mathcal O(n)\) 中，所以可以预处理出所有答案。
Tags:「A.DP-杂项」「C.细节」
定义状态 \(f(i,0/1)\) 表示 左手/右手 拿着第 \(i\) 张卡，右手/左手 拿着第 \(i+1\) 张卡时，能否通过 \(i\) 及其以后的限制。转移枚举下一个换手的位置，显然这样的位置如果合法，必然越靠前越好。以 \(f(i,0)\) 为例，为了转移它，仅需记录从 \(f(j,1)\) 为 \(1\) 的 \(j\) 开始，左手牌的限制区间交集和是否每张右手牌都能通过紧接着的限制，虽然比较麻烦但不难想。（
Attention: DP 时注意不要让新的信息覆盖掉需要使用的旧信息，写完回头捋一捋各个变量在当前的意义！
Tag:「C.性质/结论」
打序列上游戏的 SG 表知环上后手必胜，而且后手操作只要合法都必胜。所以只需对双方共进行偶数次放置的结束状态计数。枚举放置数量，显然有
Attention: 你总不能把 SG 表打错了吧 qwq！
Tags:「A.缩点/圆方树」「B.模型转化」「C.性质/结论」
从 easy 版消除所有沙子为目标，可以把沙子的影响关系建图，每坨沙子向向上左右连至多一条边，缩点之后 \(0\) 入度点的个数即为答案。对于 hard，合法条件等价于每列第 \(a_i\) 坨沙子被消去，所以问题变成在 DAG 上选择若干点，使对于每个关键点，都至少有一个选择的点可以到达它。不难证明每坨沙子能覆盖的关键点是一个连续区间，所以可以拓扑出每个点的覆盖区间，此后转化为区间覆盖问题，随便贪心即可。
Tags:「A.DP-概率/期望 DP」「A.DP-状压/插头 DP」「A.数学-容斥计数」
容斥列和对角线的是否满足，行的概率可以直接算出来，结束了。（
Tags:「A.DP-最短路相关」「B.Tricks」「B.优化建图」
解决“原地等待边旋转指向某个结点”很好办：新建 \(\lang i,(i+1)\bmod n,1\rang\) 即可。然后你发现不管这个图上的边怎么扭，Dijkstra 这类最短路算法的贪心结构是一直保证的，所以写一发 \(\mathcal O(n^2)\) 的 Dijkstra 就行。
注意这个细节：也许图在变，但并不妨碍某些算法的正确性。
Attention: 略过或者叉掉某个思路的时候麻烦严谨说服自己，好多次都是秒出正解（比这题难的那种）然后莫名其妙就不想了 qwq。
Tag:「A.DP-数据结构优化 DP」
维护 \(k\) 棵线段树，第 \(i\) 棵的 \(j\) 位置表示 \(f(i,j)+\) 从该状态转移到当前位置的花费，细节不难。
Attention: 虽然因为考虑到是 CF 所以才这样干，决策单调性什么的至少得打个表在下结论吧……如果在一个未证、甚至已证的结论下无法优化，不要一根筋，重启解决 \(90\%\) 的问题。（
Tag:「A.数学-组合计数」
求“超过 \(i\) 盏灯亮”的概率之和，问题在于求“\(n\) 个球里选 \(m\) 个，两两之间至少隔 \(k\) 个”，经典问题，先拿出用于分隔的 \(k(m-1)\) 个，选完放回去，方案数为 \(\binom{n-(m-1)k}{m}\)。
Tags:「B.Tricks」「C.构造」「C.思维」
一种重要的构造思想：给对象分类。例如奇偶分类、构造二分图……本题中，就可以按 此图（为了不占版面就不放图了 awa）所示把格子分为四类，发现蓝色格子是万能的，不可能与任何格子冲突，那么就把这类格子当做缓冲。具体地，依次填黄色和红色格子，发现填不了就丢蓝色格子。另一方面，可以根据必要条件算出答案下界，由构造方案知下界一定可行，这里不细讲。（其实直接二分答案放置也是可以的。）
Tag:「B.贪心」
贪心地递归，把树拆成若干链，具体地，递归出 \(u\) 子树时，需要知道 \(u\) 能否继续向上连边，若能，链的底部是谁。
Tag:「A.数学-数学推导」
好啊，模数敲错了！好啊，组合恒等式写错了！好啊，二项式定理合并错了！我想把自己炖了艹。
（不得不写成 \(S(n,m)\) 了，那个大括号怎么打出来 qwq……）
Tags:「C.构造」「C.思维」「C.性质/结论」窒息标签三连击 qwq
分类思想，如果能和 \(1\) 连就先连上。那么此时左森林的结点 \(u\) 与与之对应的右森林的结点 \(u'\) 有三种情况：(1) 都在 \(1\) 连通块；(2) \(u\) 在 \(1\) 连通块；(3) \(u'\) 在 \(1\) 连通块。我们发现 (2) 情况的 \(u\) 可以和 (3) 情况的任意一个 \(v\) 连边，此时 \(u,v,u',v'\) 都进入 \(1\) 连通块。到无法操作时，必然有一片森林退化为树，所以答案达到了理论上界 \(n-1-\max\{m_1,m_2\}\)。
Tag:「C.构造」
\(a+b=(a \operatorname{or} b)+(a \operatorname{and} b)\)，构造 \(n\) 个方程解出 \(\{a_n\}\)。
Tag:「C.性质/结论」
是不是外国友人的技能树点得和我相差很远啊，这种玩意儿怎么都比上面那道简单吧。
令 \(p_i\) 表示 \(p=\{1,2,\dots,n\}\) 循环位移 \(i\) 次的结果，设 \(p_i\) 和询问排列 \(q\) 的不相同位置有 \(c\) 个。由于 \(k\) 次交换最多涉及 \(2k\) 个元素，所以 \(p_i\) 合法的必要条件为 \(n-c\le 2k\)，发现 \(c\ge n-2k\ge \frac{n}{3}\)，且对于每个 \(q_i\)，有且仅有一个 \(p_j\) 满足 \(q_i=p_{j,i}\)，所以暴力检查满足这一必要条件的 \(p_i\) 即可。
