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https://codeforces.com/contest/1132/problem/E本来以为是道大容量背包的，结果是个技巧题。。。840是1-8的lcm，对于一个840，我们用1-8任意一个数全部填充满是相等的所以我们先测cnt[1-8]能有多少个840，为了最后搞01背包计算冗余量，我们直接给cnt[1-8]留至少1个840，不超过2个然后用剩下的数字去做01背包，复杂度就是840*8*840*8*2,这个数并不是很大然后如果tmp>w,那么说明把tmp直接减少到w/840

https://ac.nowcoder.com/acm/contest/7502/H学习自https://blog.youkuaiyun.com/qq_30361651/article/details/109477637无论是分治还是单调队列搞二分都是O(w m logm)的，叉姐题解说的SMAWK算法中文网上都查不到相关的题解或者算法笔记，维基百科上倒是有。。。还是不学了，这个时限也是放log过的#include<bits/stdc++.h>using namespace std;t

https://codeforces.com/gym/101064/problem/L由于是完全背包，所以我们可以合并背包容量设F(S)为S容量的最大值，我们可以把他分成两部分F(S)=F(A)+F(B),|A-B|<=maxw,因为如果>=maxw你总可以把大的部分的某个物品移动到小的那边，因为是完全背包，物品重复用，所以我们不考虑A,B中实际的物品情况那么我们就相当于对S进行二进制拆解了，要求出F(S)，就求出F(S/2-maxw)-F(S/2+maxw)的值，然后把他们合并的时

https://vjudge.net/contest/392376#problem/H学习自https://blog.youkuaiyun.com/u014609452/article/details/68482711?locationNum=10&fps=1对时间分治原来可以不用在线段树上搞，直接动态开vector和数组保证只有Logn*m的空间就行了#include<bits/stdc++.h>using namespace std;const int maxn=1401

http://acm.hdu.edu.cn/contests/contest_showproblem.php?pid=1007&cid=888由于一个机器可以选择a,a+b和2*a+b，那么其实一个机器可以拆成两个物品，a和a+b,他们任选一个或者两个都选，都是可以的，所以就不需要判断机器冲突了。接下来就可以直接递推了，dp[i]->dp[i+1]的时候，是直接拿一个还没选的a，还是丢掉一个以前选的最小的a，拿一个当前剩下最大的a+b。#include<bits/stdc+

https://nanti.jisuanke.com/t/41420遇见一道有趣的背包题我们从大到小枚举，为了避免重复，我们需要将当前枚举到的a[i]设为必选，大于a[i]的为可选可不选，小于a[i]的不能选，然后看这时的方案数是多少。由于要满足1号2号条件，我们已经知道了我当前的石头最小重量为a[i]，那么可以计算出 s' 集合的重量下界和上界，那么我们用01背包的方式统计方案数，当枚举...

http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=6804题解的方法是取T=sqrt(n+m) * 1000 * 2的容量，然后随机打乱两个集合的物品顺序，然后去更新这个有限制大小的背包，直接在[-T,T]直接更新,期望总能在这一部分碰撞找到最优解。然而这题过了一车人，154个估计得有140个1e10暴力跑过去的，我加了一大把优化还跑步过去，反而最简单的能跑过，反向优化#include<bits/stdc++.h>using namespace

https://codeforces.com/problemset/problem/1381/B这题只会n^3,掉大分。hwh:这不是显然的结论吗，人尽皆知啊我们判断是否可以组成满背包优先拿更短的物品去更新，如果更短的物品跟更长物品，可以只考虑这个更短的物品，也就是说，分组背包中一个组内，只考虑最短的物品就更新背包容量dp数组会更容易得到更多的位置能被组成。要知道这题的结论就是下一段数的首数字要大于上一段数字的全部，而且序列分段是连续不重叠的，于是如果能够1-2,1-3,1-4，那么必然可以

https://codeforces.com/gym/10100201分数规划，然后树形背包即可时隔多年终于把zyj在15年暑假考场上想出来的算法弄懂了。。。。O(NK)的树形背包按dfs序从后往前dp，如果一个点选择要，那么dp[i][j]就可以从dp[i+1][j-w[i]]转移，而dp[i+1]代表从i+1到n的最优值。如果一个点不选择他，那么说明他的子树全部不能选，就从dp[i+son[i]][j]转移，因为i+son[i]就是去掉i这棵子树后，后面剩下的最优值，最后到dp[1]，就

https://www.luogu.com.cn/problem/P4141这题的难点就是反过来想，得到答案很多时候DP都是反过来想就好求了，然而我在写下面这题的时候也反过来想，本以为简单，实则又复杂又假。。。https://blog.youkuaiyun.com/liufengwei1/article/details/105920677然后这题的f[i][j]表示前i个物品装满j的方案数，0...