cqbzlydd的博客

回滚莫队的精髓在于撤销。 本题要记录一个子树最小值，所以要用 vector 存路径，再倒序还原回去。 然后用 lastanslastanslastans 记录上次询问答案。 时间复杂度 O((n+m)nlogn)O((n+m)\sqrt{n}logn)O((n+m)n​logn) 。 ...

首先我们知道， exgcd 中求得 x,y 的绝对值满足 ： |x| <=b , |y| <= a 。同时 x, y 在数据大时远小于 a, b 规模。 例一：CF1244C The Football Season 首先看数据范围，a, b<=1e5, p<=1e17 , 来看错误的溢出写法： x=(x*(p/r)%(b/r)+(b/r))%(b/r) y=(c-a*x)/b 当 r=1 ,p=1e17 时， x*(p/r) 直接爆 longlong 了。 正确写法： ll mo=

[AGC005C] Tree Restoring 已经意识到了我很可能做不出来这道题。。。 选择路径最短的节点作为根节点。 cuc_ucu​ 表示整棵树的深度。 注意到这样一个性质：从 xxx 出发的最长路径 x−>yx->yx−>y ，yyy 一定是树的直径的一个端点。 我们同时知道， fmax(x)f_{max}(x)fmax​(x) 一定是直径的某一端点 对于 f:A−>Bf : A -> Bf:A−>B，对于 x∈[1,n]x \in [1,n]x∈[1,n] ，

最大半连通子图 首先考虑一个 scc ，显然，scc 中任意两个节点满足半联通。缩点后，原图就变成一个 DAG。 下证半联通子图的必要条件是存在原点 u，使得 u 到子图中任意一个其他节点都存在有向路径。 假设对于 u，v，u 不能到 v 而 v 不能到 u，那么将 v 作为新的节点，继续重复上述过程，一定有一个节点 w ，满足到子图中任意一个其他节点都存在有向路径。 得证。 而且容易发现任意半联通子图都有且仅有一个源点 w。 这启示我们用拓扑排序来解决这个问题。 设 f_x 表示以 x 为根，满足半联通的