随笔分类 - 省选及NOI系列
摘要：题链 SOL： p与a不互质时，设c=b mod φ(p)（专门设出来是因为公式不能正常显示），如果b>=φ(p)：a^b≡a^(c+φ(p)) （注意b<φ(p)的时候再减φ(p)） 我们可以证明 φ(p) 在 log次迭代后到达1，以后的数就不会对答案产生贡献。 那么我们暴力计算每个数的logn
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摘要：题链 SOL： 可以把原题看做在n*k个数里选p个数且p%k=r， 有DP f[i][j]=f[i-1][j]+f[i-1][j-1] 矩阵快速幂加速转移即可。
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摘要：题链 SOL：我们枚举最晚的一门学科在什么时候出成绩，统计答案即可。 我们考虑两种方法，搞一搞就好了。
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摘要：题链 ans=2*（Σ(1<=i<=n)Σ(1<=j<=m)GCD(i,j)）-m*n， 经典的反演。
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摘要：题链 一道很良心的省选题。 我们先考虑如何优雅的骗分。 有30%的程序精度要求K<=3,这个时候我们只要把题目给你的那个程序拿下来改一改就好了。 RP不差的话有30分。 我们再观察一波数据，发现N<=10时我们可以暴力枚举所有可能，除以N！求概率。 来一发50分代码（为了稳健，没播种子） // lu
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摘要：题链 我们考虑拓扑排序，那么我们可以构造一个树结构，使其满足： 当一个点灭亡，其子树也灭亡。 我们考虑对一个点的所有边求lca，把这个点加到lca的子树里就好了。 答案就是子树的大小-1（减掉自己）
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摘要：题链 我们求前缀和，则问题转化为找两点距离在l，r之间，求其差。 我们处理出这样一个东西（i，L，R）表示当这个和弦的左端点为i时在上限和下限中的最优值。（也就是右端点在[i+l-1，i+r-1]中） 我们将第一步处理出来的所有最优值扔到一个堆里面，然后每次从堆中选取最大的出来，将ans加上这个数
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摘要：我们可以贪心的做。 如果不考虑如何判一个点被覆盖K次的话。这就是一道经典问题。 我们先把线段排序，那么我们考虑一个队列。 我们发现我们先把小的塞进队尾，等到塞的足够多（存在一个点被覆盖了K次）我们就更新答案并把队尾弹出。 我们可以用线段树维护点的覆盖次数K。 第一次写标记永久化，#define ma
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摘要：题链 我们发现这是一道模板STL题。 边听歌边debug效率好低。
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摘要：题目链接 题解链接 （不会markdown只能甩链接了）
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摘要：我们建SAM，在SAM上跑DP：（SAM不会点这里） 我们发现柿子的前半部分很好统计，那么我们只要搞后半部分。 我们反向建SAM，fa上的LCA就是其反串的前缀的后缀（原串的后缀的前缀）。
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摘要：我们建SAM，在SAM上跑DP：（SAM不会点这里） 当T=1时，cnt.fa+=cnt;(因为这时我们一个点代表了很多的子串。) 当T=0时，cnt=1 然后DFS出解。
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摘要：原题点这里 我们发现这道题可以用树状数组套权值线段树（主席树的一些优化） （不会点这里） 我感觉我这样写下去朴素的主席树要不会写了。 我们发现一个点对答案的贡献有两部份，在其之前比其大的，在其之后比他小的。 我们每次删除一个点，把其对答案的贡献减去就好了。 我们考虑一下这样所费的空间，我们知道删除时
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摘要：原题链接 这道题的真谛在于暴力加剪枝。 那么我们应该怎么暴力呢？ 隆重推出A*搜索算法。 我们知道平时的bfs,dfs都是盲目的搜索，但是如果一道题的可行解我们大致知道方向的话，我们如果采取盲目搜索，未免太浪费时间了。 我们可以改变搜索的顺序，优先搜索期望出解概率高的地方，这就是A*算法。 A*改变
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摘要：这玩意也叫回文树。主要解决回文串的问题。 回文串是一种十分特殊的字符串，拥有很多优美的性质。近年来，算法竞赛中有关回 文串的题目比较热门，但由于与回文串相关的算法比较贫乏，导致题目的解法比较单一。回文树是一种新兴的数据结构，由Mikhail Rubinchik在2015年发表。（战斗民族发明的数据结
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摘要：SOL： 这是最难的一道题。我一脸蒙蔽。 首先我们发现正面做这道题很难。那么我们求答案的补集。 我们把图缩点后，若其为点数大于1的DAG，那么我们就认为其不合法。 利用容斥原理，DAG图的特征是有至少一个入度为0的点并且这个图不止一个点（这里及以下所说的点都是指求强连通后的 点），就根据这个进行容斥
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摘要：玛里苟斯[清华集训2014 Day1] 魔法之龙玛里苟斯最近在为加基森拍卖师的削弱而感到伤心，于是他想了一道数学题。 S 是一个可重集合，S={a1,a2,…,an}。 等概率随机取 S 的一个子集 A={ai1,…,aim}。 计算出 A 中所有元素异或 x, 求 xk 的期望。 SOL ： 这题
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摘要：SOL::我们有以下dp 不难想到记f[i][j]表示统计到第i门课，此时j个人被碾压的方案数。 f[i][j] = f[i-1][k] * C[k][j] * C[n-k-1][n-rank[i]-j] * P[i] (k >= j) P[i]=∑（j=1 to U[i]）j^(n−rank[i]
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摘要：不知道在干什么 #pragma optimize("-O2") #include<bits/stdc++.h> #define LL long long #define int LL #define N 2007 #define mo 100000007 #define sight(c) ('0'<
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摘要：SOL 树形DP f[i][j]表示i的子树中，最高覆盖到i向下第j层的最小花费。 g[i][j]表示i的子树全部覆盖，还能向上覆盖j层的最小花费。
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