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题意：求Cn,0+……Cn,k mod2333 （n题解：我们发现模数很小，假设mod|(k+1)，根据Lucas定理我们将Cn,m按m%mod分类，发现会分成若干组Cn%i,j(j=m%i)*(Cn/i,0+Cn/i,2+……+Cn/i,(m+1)/i)的形式设*号后面的和为S，答案为S*(Cn%i,0+Cn%i,1+……+Cn%i,mod-1),如果不满足mod|(k+1),对于余

题目n^2的转移方程很容易想到：f[i]=min(f[j]+(sum[i]-sum[j]+i-j-1)^p)因为sum单调递增，p>=2，很显然具有决策单调性，用单调栈维护每个决策点覆盖的区间，更新时在单调栈里二分找到当前最优的决策点并覆盖到n的区间。复杂度nlogn代码：#include#include#include #define maxn 1

题目题目中说每个人都是最优决策，我们发现将所有元素从大到小排序之后，每个人取得元素一定是从前往后连续的一段，我们就可以从前向后dp，设f[i][j]（j=0或1）代表A或B取完第i个元素后的最优答案，我们发现很难转移，无法确定以后如何决策最优，我们考虑从后先前做dp，就很好转移了，最后答案为f[1][0]。代码：#include#include #

题目将题目中所给的式子移项，得到p=aj-ai+sqrt(abs(i-j))，只考虑j这个式子具有决策单调性，于是可以分治dp，对于j>i的情况倒着做一遍dp。代码：#include#include#include#include #define maxn 500010 using namespace std; inline int rea

题目O(n*m)的背包可以求出用所有物品达到i容量的方案数，我们可以考虑从其中减掉每种物品的方案得到答案。由原来的方程f[i]+=f[j](j=i-v[i]) 此时的f[j]未用i物品更新过。我们从前向后减去每个f[i]对应的f[j]，在枚举到i时对应的j已经不包含第i个物品，直接减掉就可以了。代码：#include #define maxn 201