05 2018 档案
摘要：分析： 30+暴力应该还是蛮水的，可以随便写写... 60+的就没那么容易了，但是应该挺裸的，往上架一颗线段树，查询连续1或0的长度，或者找到前缀中，第一个1或0，之后区间覆盖，单点查询，开bool，完全可做，手动模拟二进制加减法就可以了，O（nlog^2） 96的是被卡常了...仔细思考一下，如果
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摘要：分析： 这个题，还是蛮有趣的。考虑，如果l,r区间内的所有数出现奇数次，那么[l-1,r]的抑或和等于所得抑或和。 之后怎么维护呢，主席树维护区间抑或和，记得将每个点附上一个ull级别的随机数，之后抑或的结果冲突的概率就几乎没有了。 lca什么的，随便求。 剩下的，考虑二分答案，如果左区间的全为奇数
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摘要：分析： 一开始一直Wa，发现是建图建错了，必须得拆点。 S连i，流量为a[i]，费用为0，i+n连T，流量同上，费用为0，之后i连i+1费用为0，流量为inf，之后S连n*2+i，流量为li，费用为0，之后枚举j从1到n，n*2+i连接j+n，费用为p[i]，之后i连接i+d[i]+1，费用为q[i
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摘要：分析： 能看出来，这是一个费用流的题，建图很朴实，i连i+1，费用为存储费用，流量为仓库容量，之后S连i，费用为单价，流量为inf，之后i连T，流量为a[i]，费用为0，之后裸上费用流... 附上代码：
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摘要：分析： 比较裸的分层图最短路，我的实现方式是，每次求出1所有节点的最短路，之后用每一个节点更新与其相连的节点（取较小值），之后做K次，就求出了分层图的最短路了。 附上代码：
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摘要：分析： 双倍经验（数据范围不同）。 我们考虑，我们必定是从1走一条边到节点i，之后从i到j跑最短路，之后再从j到1走另一条边的情况下，不会重复，并且是答案。那么我们考虑预处理出pre[i]表示从1走到i满足最短路的并且经过pre[i]，pre[i]为路径第二个节点。那么，针对每一个边，(x,y,z,
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摘要：分析： 没想到这道题还能二分查找... 这题主席树的话，裸的很显然...我们将每一个数分解质因数，之后建一个可持久化权值线段树维护[L，R]区间内的每一种质因子的个数，分解质因数的话，可以选择用线筛，总体时间复杂度为O(qlognlogn+nlogn+n)；之后的常数巨大，比根号跑的还慢...当然，
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摘要：分析： 听说主席树和莫队可以做，前者不想写，后者我不会... 我们考虑将询问离线，按照左端点排序，之后先处理好从1开始选的答案，之后枚举从1到n，之后依次删除nxt[i]，添加nxt[nxt[i]]，之后当询问左端点等于i的时候，更新答案。 附上代码：
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摘要：分析： 听说是莫队裸题，很显然，我并不喜欢莫队。 我们可以考虑将询问离线，以右端点排序，之后从1枚举到n，依次树状数组中修改i和last[i]，之后当i==询问的右节点时，find一下答案就可以了。 附上代码：
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摘要：分析： 我们可以考虑，因为我们必须经过这些节点，那么我们可以将它状压，并且我们因为可以重复走，只是要求停顿前后，不要求遍历前后，那么我们之间存一下点与点之间的最短路，之后每次转移一下就可以了。 f[i][S]表示在i节点，状态为S，转移：f[i][S]=max{f[j][S^(1<<i-1)]+di
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摘要：分析： 我们考虑，因为每次放置的时候，都是向子树中含有的编号最小的哪一个走，那么放置的顺序是固定的，我们将边以to的子树最小排序，之后得到的出栈序就是球的放入顺序。目测可以使用堆来实现，线段树也能实现，链表和并查集不能实现。 每次放球可以暴力的放入，因为满足实际不可以放入超过n个球。 每次取走的球可
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摘要：分析： k很小，可以状压。 f[S][i]表示状态S表示在i之前k+1个中点的边数奇偶情况 之后转移的时候，S的最后一位不能为1 附上代码：
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摘要：分析： 这个题很好啊，比起什么裸的状压DP高多了！ 我们可以考虑，什么时候答案最大：全合并，之后再分裂 这样，我们必定可以得到答案，也就是说答案必定小于n+m 那么我们可以考虑，什么时候能够使答案更小：就是n中去一些，m中取一些，它们的和相等的时候，ans-=2； 这样，我们就可以考虑状态f[S][
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摘要：分析： 建图最短路，比较裸。 我们可以考虑，如果是‘\’那么，左上连右下边权为0，左下连右上边权为1，反之亦然。 卡裸spfa，加点优化能过，我就直接改成的堆优化Dijkstra 附上代码：
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摘要：可并堆 可并堆，又称为左偏树，满足从一个节点一直向左儿子走比一直向右儿子走距离更长。 这样，它就满足了往右走最多log次，也就是每次合并的时间复杂度为O(log) 合并：将一个合并到另一个的右儿子上，合并的同时满足堆的所有性质。 BZOJ1455罗马游戏： 维护小根堆，每次合并的时候讲大的合并到小的
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摘要：分析： 化简一下我们可以发现，suma*ans=sumb，那么我们考虑二分ans，之后做树形背包上做剪枝。 时间复杂度证明，By GXZlegend O（nklogans） 附上代码： 其实这种方法就能跑的飞起，虽然是递归的，并且状态和转移比较多。 其实还有别的方法，比如说将它转化为dfs序上做背包
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摘要：点分治： 通常用来处理树上路径信息，选出部分，把部分的全部处理更新答案，用部分与部分之间的联系求出整体。 一般，我们选择重心作为分治对象。 对两个不属于统一部份的进行合并的时候，我们通常需要预处理出到分治中心的信息，再对这种信息进行合并。 点分治很多题的关键在于容斥原理，容斥原理通常能够排除掉很多不
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摘要：分析： 模拟赛T3，其实很水，当时出于某些原因，没有去写这道题... len>46必定有解 为了满足不是三角形，那么斐波那契数列是最优选择，而斐波那契数列的第46项超过了2^31-1，所以超过46不能选 之后朴素LCA+暴力（暴力我一开始没有想到怎么写...） 附上代码：
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摘要：分析： 树形DP中的一种，基环树DP 针对每一个环跑DP，f[i],g[i]分别表示选或者不选，之后我们注意每次遍历的时候，不要重复遍历。 附上代码：
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摘要：分析： 构造法...每次找到一个没有被选过的数，用这个数推出一个表格，之后在表格上跑状压DP，时间复杂度O（n） 附上代码：
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摘要：分析： 这个题的状压DP还是比较裸的，考虑将疾病状压，得到DP方程：F[S]为疾病状态为S时的最多奶牛数量，F[S]=max{f[s]+1}; 记得预处理出每个状态下疾病数是多少... 附上代码：
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摘要：分析： 我们如果选择点i，那么我们不能选择i-1和i+1，如果没有这个限制，直接贪心就可行，而加上这个限制，我们考虑同样贪心，每次选择i后，将点i-1,i+1从双向链表中删除，并且将-a[i]+a[i-1]+a[i+1]推入堆中，处理K次，得到最优答案 附上代码：
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摘要：分析： 这个题一看就是裸的树剖... 唯一值得考虑的就是它的根一直在变化，我们可以这样想，如果假根在这个点的子树外，那么直接将这个点的子树作为答案区间，如果在子树内，则相对复杂，我们假设son为root所在的节点x的儿子的子树内的儿子编号，那么答案就是min(1到idx[son]-1,idx[son
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摘要：分析： 首先，连续选择一段必定最优... 区间DP，f[i][j]表示从i开始，连续j个被吃掉了，并且，牛在i处，g[i][j]则表示在i+j-1处 f[i][j]可以从g[i+1][j]和f[i+1][j]转移，g[i][j]可以从g[i][j-1]和f[i][j-1]转移，转移方程： f[i][
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摘要：分析： 这是今天下午的考试题，推了2个小时，考试中A掉了 首先，循环串通过字符串hash可以O(1)判断：get_hash(l,r-len)==get_hash(l+len,r);显然可证。 我们其次可以发现，循环串的长度是所求串的长度的约数 之后我们可以发现，如果两个不同的子串是循环串，那么这两个
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摘要：分析： Dijkstra求最短路树，在最短路树上进行操作，详情可见上一篇博客：http://www.cnblogs.com/Winniechen/p/9042937.html 我觉得这个东西不压行写出了有点丑...之后写了一个压行后更丑的... 附上压行后的代码：
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摘要：分析： 树剖裸题，[Usaco2009 Jan]安全路经Travel 的简化版 剖开最短路树，遍历每一条没在最短路树上的边。 这种情况下，有且仅有u到v路径上，出来lca之外的点能够通过这条边到达，并且，路径长度为：dis[u]+dis[v]+val-dis[x];（dis[x]是从根到x的最短路长
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摘要：A*属于搜索的一种，启发式搜索，即：每次搜索时加一个估价函数 这个算法可以用来解决K短路问题，常用的估价函数是：已经走过的距离+期望上最短的距离 通常和Dijkstra一起解决K短路 BZOJ1598：牛跑步 求前K短路 因为A*算法我们每次用来向外拓展的是估价函数最小的点，那么，我们必定能够得到，
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摘要：分析：水题 每次安装的时候和根节点求lca的过程中区间覆盖+区间查询 每次删除的时候查询子树中安装的数量+区间覆盖 附上代码：
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摘要：分析： 区间合并，lcol是左端点的颜色编号，rcol是右端点的颜色编号，那么我们向上合并的时候，如果左儿子的rcol等于右儿子的lcol那么区间的sum--。 另外，如果重链顶的颜色等于重链顶的父节点的颜色，那么ans--; 附上代码：
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摘要：分析： 数据范围表示：c特别的小（c<20） 我们可以考虑nlogn*c^2的算法。 线段树维护区间信息：f[i]表示在[l,r]这段区间中选择i个数相乘的和。 因此，我们可以将区间看成一个点，在PushUp的时候用背包的方式更新父节点。（仔细观察发现这是卷积） 剩下的就是一些优化了... 附上代码
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摘要：斜率优化： 额...这是篇7个题的题解... 首先说说斜率优化是个啥，额... f[i]=min(f[j]+xxxx(i,j)) ; 1<=j<i （O(n^2)暴力）这样一个式子，首先，如果xxxx（xxx）与j无关，那么这是一个单调队列（可以理解？） 那么我们思考一下，如果xxxx（xxx）与i
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摘要：很早之前写的题了，发现没有更博，想了想，更一发出来。 Orz ljss 这是冬令营上的例题...之后，我推出来了一种时间复杂度没有问题，空间复杂度没有问题的方法，额(⊙o⊙)…和给出的正解不同，但是能AC 分析： 正解是什么我忘了，我还是讲一下我自己的方法吧... 首先，这是一个并查集的题...但是
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摘要：分析： 构造数据时间有些长，可以用秦九韶优化一下。 二分答案+贪心，即：另每一个b[i]尽可能的小的同时满足题意，在枚举过程中，判断是否存在一个b[i-1]>a[i]+x 如果存在，那么向右找 如果不存在，向左找 附上代码： 卡了一下常数（loj上需要卡一下常数，bzoj和洛谷不用，开O2跑的飞快）
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摘要：分析： 这道题很恶心...那个-1卡了我一会儿，其他的部分很简单。 我们能够看出，解题个数和n相关，并且形成不下降序列，那么我们可以二分找到第一个满足解题数为K和最后一个满足解题数为K的位置 判断两件事，（1）check(1)>=k（2）ans1<=ans2 附上代码：
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摘要：并查集 正序处理时间复杂度为n^2，考虑逆序处理，这样，时间复杂度从n^2降为nlogn 附上代码：
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摘要：分析： 一开始没看懂题... 后来想用二分答案却不会验证... 之后，想到用主席树来维护... 建一个权值线段树，维护出这个权值以前所有的点最晚在哪里出现... 之后，查一下是不是比查询区间的l断点大...如果小，往左查，如果大，往右查... 附上代码...
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摘要：网上有很多人说用dfs序+线段树做...其实stl的堆可以...可并堆可以...很多奇奇怪怪的东西都能做... 可并堆比较好想...也比较好写... 分析： 首先，这是一个网络流做不了的题...数据太大... 其次...我们可以这样考虑一下，这个点的子树中，将这个点的权值仅更新给最大的那个就能满足
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摘要：树状数组+主席树，模板题，不多说...
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摘要：额... 首先，看到这道题，第一想法就是二分答案+线段树... 兴高采烈的认为我一定能AC，之后发现n是500000... nlog^2=80%，亲测可过... 由于答案是求满足题意的最大长度-最小长度最小，那么我们可以考虑将区间按长度排序 之后，因为我们是需要最大最小，所以，我们必定选择在排完序的
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摘要：分析： 这是一个DP，没什么好说的，细节很烦人。 DP[i][j]表示到第i个位置，高度为j点最少的次数。 转移： 当j=m时 k属于[m-h,m]都可以向DP[i][j]转移，即dp[i][j]=min(dp[i-1][k]+1); 当j!=m时 dp[i][j]=min{dp[i-1][j-h]
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摘要：题面描述：尽可能多的放置符合要求的炸弹。 分析： 在i,j处放置炸弹，则在第i行，上一个硬石头之后，下一个硬石头之前，第j列，上一个硬石头之后，下一个硬石头之前，不能再次放置炸弹。 首先，这个题，一看很显然就是一道网络流的题面。 那么，我们可以这样想，硬石头与硬石头之间建立二分图，而如何建立呢？ 假
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