随笔分类 - Source - 省选
摘要：SOL： $f_i$表示至少含$i$个点的正方形 运用容斥$ans=f_0 f_1+f_2 f_3+f_4$ $f_0$每个正方形可以转为边长个$\sum i (n i+1) (m i+1)$ $f_1$分四块，每块算穿插其中的 我们先看上方那块，向左$l$，向右$r$，向上$u$ 每个扭曲的正方形
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摘要：树形DP，较复杂 SOL： $f[i][j]i$点向上$j$层都可以被监视最小代价（当前点为第0层) $g[i][j]i$点向下$j$层都无法别监视最小代价（当前点为第1层） 初始值： 需守卫的点：$f[x][0]=g[x][0]=w[x]$ 其余点：$f[x][0]=g[x][0]=0$ 所有点：
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摘要：显然$ans=\sum^a_{i=1}C^i_a\sum^{min(b,i 1)}_{j=1}C^j_b$但显然超时 SOL： 换一种方式来思考 $a=b$ 一种失败方案翻转即成功方案，答案为（总方案 不输不赢）除以2 不输不赢$\sum_{i=0}^aC_a^iC_a^i=\sum_{i=0}^a
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摘要：一道好题&难题 转化思想 SOL: 容易发现：我们一定沿着给出的点走动 我们可以把不同方向的线抽化为两个方向，上下 排序后，找到离自己最远的可以到达的点，即是最短（中途停留会变成折线，长度增长） 对每一个种建立单调队列 遇见这种情况，队首会被弹出，然后自己所在的单调队列就只剩下连线点和自己 注:at
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摘要：利用不等式解题，搜索剪枝 SOL： 首先可以发现保证自己不死和怼大佬是可以分开的 一个$n^2DP$算出最多可以用来怼大佬的天数，问题就转化为用$n$天怼大佬是否成功 先求出所有可能的讽刺值及其天数， 惊人发现竟存的下！看来要多尝试才好 这样攻击一次和零次的都可以轻易判断 攻击两次（讽刺值$f1,f
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摘要：$\sum$ 加乘法$\to$卷积！！ 期望时间复杂度$O(nlog_n)$ 写公式一定要简洁明了，凸出重点，不然自己都看不懂 SOL: $ans=\sum (a_i b_i+c)^2=\sum a_i^2+\sum b_i^2+nc^2+2(\sum a_i b_i)c \sum a_ib_i$
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摘要：$m1e5$ 套路：题目是splay，就显然不是spaly 单旋与双旋的区别： 若为一条链，单旋完了还是链，复杂度不对 双旋我们判断了如果与父亲及祖先在一条直线上则先转祖先，则不会发生这种情况 SOL： 发现其实树的形态变化并不大 例如将最小值旋至根： 1. 把最小值的儿子当做其父亲的对应儿子 2.
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摘要：一道线段树水题 注意别被卡精度（无时无刻都要想着强制转换double） 居然写了$100min$，我太弱了！！！
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摘要：枚举串，方便讨论 $n,m300$ 很容易想到建出AC自动机后暴力高斯消元的$O(n^3m^3)40$分做法 SOL： 这题和 CSTC2006歌唱王国 很像 定义: $a_{i,j,k}$表示$A_i[1,k]$是否等于$A_j[m k+1,m]$ $f_{i,j}$表示$A_i$出现时长度为$j
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摘要：SOL： $f[i][j]$表示$2^i$位，和$\%p=j$的方案数 $g[i][j]$同理，但不含质数 倍增即可 时间复杂度$O(m+p^2log_n)$ 网上还有一种复杂度更高的矩阵乘法做法 $cnt_i$表示$\%p=i$的个数 $f=P^{n 1} V$
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摘要：深入理解access $n,m\in[1,1e5]$ 我想的一个树链剖分做法： 操作1，单点+1 操作2，$fa[x],fa[y]$链求和+2 操作3：子树内链求和最大值 用上树上差分思想，相当于区间加，单点求值，区间求最大值 但这样还有一个漏洞，每次修改时，这条链上的加全部要清空，考虑再开一个线段
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摘要：莫比乌斯反演，适当结合2个式子，换元T=gd，调和级数 题意：求$\prod^n_{i=1}\prod^m_{j=1}fib[gcd(i,j)],fib[1]=fib[2]=1$ $T$组数组$n,m\in[1,1e6],T\in[1,1e3]$ SOL: 易得$ans=\prod^n_{g=1}f
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