huyuncong的专栏

一直都说自动机建后缀树，一直没真正构出后缀树过...其实建后缀树很简单，父亲边已经有了，关键是边代表的子串怎么求。从叶子一层一层向上，对于节点i，我们已经知道了它在原串的位置和逆序后缀长度，他的父亲的逆序后缀长度也知道，父亲又是i的逆序后缀的前缀，这就可以直接在原串定位了。另外，通过父亲边还可以求出节点i可接受的最短子串，设i的最长子串长度为maxlen[i]，最短子串长度为minlen[

http://www.cnblogs.com/skyivben/archive/2008/07/23/1248413.html整理一下模板hdu1402sincos需要手写，因为hdu没有.

hdu4623通过打表发现很多数字在考虑互质的情况是dengjia

可以看出这些操作是可以用

用类似qtree4的思想，在点分治的每一层都

两种操作，第一种一条路径的边的颜色取反，第二种将yi ba

首先行列是可以分开考虑的，相两个排列

上一篇：http://blog.youkuaiyun.com/huyuncong/article/details/18184873

本来一个挺简单的一个动态树，结果

hdu4304一段n*n的墙，用一个刷子来刷，要求刷子的第一根毛在第一个

题意：给定s,t,求出无向图上，去掉第i个点z

这场比赛我就不多少什么了。。。几乎整场都在写计算几何，恰好三维计算几何又是我的软肋，后面的题基本都没看。。。建图就不多说了，挺水的，标算不是费用流，但我听说有人zkw费用流过了，于是我就写个原始对偶费用流，但是居然超了，本机测试60组极限1050+ms==。。。于是进行优化，lyp跟我说过一次反向spfa就可以dij下去了，但是自己推了一下,有一个对原图的边修改的过程.考虑i->j,w[i

题意：给定源点，求出源点到其他各点的关键点 Lengauer-Tarjan algorithm按理说这也是个经典算法,跟lca的tarjan和强连通的tarjan都有极其相似之处，但是貌似并没有推广感觉出题比较好出，先求个dominator tree，然后再在上面各种搞，虽然多半会出成一个拼接题...首先有几个链接一些概念http://en.wikipedia.org/

我表示我完全是看题解莫名其妙对了，题目和代码暂存在这里。如有大牛路过，欢迎留评论【a^b≡a^(b mod phi(c)+phi(c))  （mod c）(b>=phi(c))】【公式的条件很苛刻，原以为（b>=phi(c)）没有意义】其中phi（c） 是欧拉函数原题目： 一、超级数【题目描述】：众所周知，多次加法运算是乘法，多次乘法运算是乘方，那么多次乘方运算呢？

适应acm赛制看来不是我原先想的那么简单...4360双关键字单源最短路这道题我交了10+次，原因是初始化没取最小值...看来确实是太久没在考试状态下写题了，心中竟然还在紧张#include #include #include #include #include const long long oo=1314520LL*13520LL+1;using namespace

虽然是志愿者招募的变形，但是也有一定的新意给出一棵内向树，每条边有一定的权值，目标是所有的边权小于等于0，给出若干操作ui,vi,li,ci，表示将ui到vi的路径上的边减1的权值需要ci的费用，该操作共可执行li次。一开始被叉姐的讲解误导，用一种类似点事件的思想，每种操作看做在某个点+1的标记和某个点-1的标记，这个思想或许在志愿者招募适用，但在树上有分叉，就不太可行了（或许是我理解错了

在n个数中选任意多个（不为0）进行xor，求结果中的第k小高斯消元后就可以确定自由元，对自由元0\1选取就可以快速确定第k小。有几个较为特殊的处理，首先是不能不选，因此0的选取要根据自由元的数量是否达到上限来判断，然后是对于非自由元必须跟着自由元变化，因此消元的时候要从头到尾消完，最后是必须从高位开始消元，否则的话，最高位如果不是自由元的话，就无法从高到低位来取0\1来逼近第k小数#i

好久没写树分治了，稍微复习一下，顺便吐一吐槽。。。最近一场warming两场网络赛，前两次还好，最后一次真是跌出历史最低水平了，整个队伍处于一种奇怪的状态，然后最近又在牙疼，貌似是长智齿，各种混乱。。。这道题是询问树上有多少条路径的点权积是三次方数，直接点分治求过每个点的方案，每次用map暴力统计一下，一开始re是一直用dfs写树分治爆栈了，以后能bfs还是尽量bfs吧。。。后来tle，是

之前说过hdu4744的正解不是费用流，其实是说不是那种纯暴力的没有针对图的性质进行的费用流...我们知道km做最优匹配的时候是每次在相等子图上做最大匹配，如果找不到相等子图则修改顶标以扩大相等子图，那么这道题可以看出其实是一个增广多次的km，也就是说每次找到一个相等子图就做一次流量增广，同时由于一条边可以选多次，那么相等子图也会有很多个，于是修改算法就出来了，每次找一个相等子图，找到一个便进

之前用对偶定理解决了个网络流，这次又碰到了个半平面交...可惜漏了个约束条件，对偶后的变量少了一个首先把至少要跑的d先跑完，得到新的L和W设每个人跑的长度是xi,同时令xn=L-sigma(xi)我们的目标min(sigma(ti*xi)+tn*(L-sigma(xi)))变形得(-max(sigma((tn-ti)*xi)))+tn*L常数不去管它，只考虑max的式子再来

每次给字符串加一个字符，并询问当时出现至少k次的子串有多少貌似数据特别水，看网上题解都是暴力过的，所以自然要给出一个不会超时的算法当初考的时候，觉得很难维护，因为每次相当于在后缀树上拆一条边，并加点进去，并维护当根路径上的值，好像只能动态树之类的，即便离线，貌似也要用树链剖分，因此当时就没管了回过头来看，其实还是挺好维护的，甚至只要离线在dfs序上处理就可以了考虑先把后缀树建好，然

这个blog解释的挺不错:http://blog.youkuaiyun.com/acdreamers/article/details/16966369给定不相交的两个圆以及圆外一点，找一个经过给定点的圆与其他两个圆相切首先来看反演变换，首先是给定一个圆圆心为O，半径为R1、圆外一点P与圆内一点P‘会一一对应的反演OP*OP'=R*R2、经过O的圆，反演后成为不经过O的一条直线3、不经过O的

叉姐论文：http://www.docin.com/p-724323397.htmla[i]=sigma(a[j]*b[k-j]) 求第n项标准的常系数线性递推，用矩阵乘法可以做到o(k^3*logn)但是如果用特征多项式优化的话，可以把矩阵乘法换成多项式乘法，从而做到o(k^2logn)首先根据hamilton-cayley定理，一个矩阵的特征多项式是这个矩阵的化零多项式，因