摘要：
势能分析法 概述 在进行部分操作时，我们操作的复杂度不一定符合题目要求（额外操作）；但是如果 它的总复杂度 是符合要求的，那么这个操作也可以使用。 这种分析方法（思想）成为 势能分析法 分析 在进行势能分析时，关键是找到 总复杂度，其次是论证总复杂度是随着额外操作的进行而严格递减的。 为了找到总复杂 阅读全文
posted @ 2025-07-08 21:25
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题目描述 分析题意 首先我们需要理解 “联通” 这个概念。有两种情况被称为“联通”： 对于同一列的相邻的两个格子，它们都是 “.”，“|”或“O”三者之一 对于同一行的相邻的两个格子，它们都是 “.”，“-”或“O”三者之一 然后我们看到本题需要维护联通块，因此可以考虑使用并查集维护联通块。 其次， 阅读全文
posted @ 2025-07-07 18:04
XiaoZi_qwq
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其中 \(N \leq 500 M \leq 12470\) 第一个问很简单，直接跑SPFA或DJ都可以。 关键是第二个问，我们可以转化一下题意：去掉某些边，让最短路权值变大，等价于去掉某些边，使得只通过原最短路上的边无法到达终点。 “删去某些边，使得原图不连通，并且花费最小。”这不就是最小割吗！所 阅读全文
posted @ 2025-07-07 16:47
XiaoZi_qwq
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题意简而言之就是：求每一个点作根时，叶子节点的深度之和。 这么一看就发现，这是很经典的换根dp。 #include<iostream> #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> #define add(u,v,w) adds(u,v 阅读全文
posted @ 2025-07-07 16:39
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看到“没有就加上，有了就减去”，就应该可以想到异或操作；查询树上一段路径，可以直接树上差分。 #include<iostream> #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> #define add(u,v,w) adds(u,v,w 阅读全文
posted @ 2025-07-07 16:35
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题目描述 一看 \(n\) 高达 \(2e5\)，直接猜时间复杂度为 \(O(NlogN)\) 的算法。 环上问题，先破环为链。 我们可以考虑对于一个区间，它可以转移到左端点在这个区间内的任意一个区间，所以通过贪心的思想可以得到，我们肯定要取左端点最大的一个区间。 同时我们注意到，一个一个区间跳显然 阅读全文
posted @ 2025-07-07 16:30
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题目描述 一眼数位dp，预处理很简单，但是统计逆天。 启示：只要不TLE和MLE，不要嫌状态多/麻烦 #include<bits/stdc++.h> #define inf 0x3f3f3f3f using namespace std; inline int max(int x,int y){ret 阅读全文
posted @ 2025-07-07 16:30
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其中 \(n,m \leq 1e5\)，\(MAXY \leq 1e3\). 注意到每个 \(i\) 只有一个对应的 \(a_{i-1}\)，可以发现营地及其传送关系构成了一棵树；每一次询问相当于从书上一点一直跳到根节点，并更新路径上的点的被访问次数。 其次我们注意到，题目问的是 “编号不同” 的询 阅读全文
posted @ 2025-07-07 16:29
XiaoZi_qwq
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其中 \(N \leq 1e18\) , \(T \leq 1e3\) 注意到用于凑数的是斐波那契数列，所以可以用于凑数的数字不超过 \(logn\) 个。 直接搜索，常规剪枝即可 启示：充分剪枝的前提下，可以使用 STL 容器进行记忆化 #include<bits/stdc++.h> #defin 阅读全文
posted @ 2025-07-07 16:29
XiaoZi_qwq
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其中，$n \leq 1e5 $ 看到题，没有头绪；用脑子思考后，没有头绪。因此抛弃脑子，直接打暴力。 通过暴力算法，我们可以发现，符合条件的排列数量一定是严格不上升的。 进一步研究发现：若 \([l,r]\) 不满足条件，则 \([l,r+1]\) 一定不满足条件。 下面是证明：已知 \([l,r 阅读全文
posted @ 2025-07-07 16:29
XiaoZi_qwq
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