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RSS订阅原创 CF 921 div2 e
采用类似于分块的做法处理 2 查询 ，中间的利用线段树直接计算，两边少算的部分利用等差数列公式计算。但是注意在线段树上做查询的时候左区间要 +1 ， 因为左区间上的val并不代表这个点的值，而是一段区间的值放在了这个港口上，这个点本上的值是0，要选的是从港口 + 1开始。本质上不是一个很困难的题目，只要是我调代码能力太拉了。通过map实现查询的大于和小于的点，迭代器要先--右边多算的是从[r + 1 ， nex]左边少算的是从[l , nex]
2024-01-29 23:28:32
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原创 根号分治
根号分治本质上来说就是暴力的做法，问题的规模和数字的大小成反比，所以我们可以在问题规模较小时，采用暴力的方法转移，当问题规模较大时，通过别的方式，一般是采用空间换时间的方法，实现快速的转移。s[d][i] 前 i 项 公差为d的加权和 s[d][i] = s[d][i - d] + i / d * a[i]前缀和为 a[s + (k - 1) * d] * (s + (k - 1) * d / d = s / d - 1 + k。当转移规模较小时，采用1 ，当转移规模较大时，采用2。
2024-01-17 21:27:05
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原创 主席树的板子
先思考全局查询的时候，就是看第k大是在左边的区间还是右边的区间‘现在改成[l , r] 上的查询的就通过维护1-i的线段树实现。大致就是利用前缀和的思想去寻找区间第k大。
2023-11-22 12:59:00
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原创 CF1325D ( 异或和和性质
先构造一个 u 然后如果全部构造一个相同的数 1 v - u 次 ，如果v-u是奇数，那么很显然是构造不出来的， 如果v - u 是偶数 那么可以构造两个 （v - u）/ 2。如果 u ^ (v - u) / 2 + （v - u）/ 2 == v 那么就可以合并，只需两个数就可以完成构造。下面暴力讨论 u （v - u）/ 2 (v - u) / 2;很明显异或值恒为 u。
2023-11-20 19:42:28
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原创 abc 329 e ( dfs
因为后操作可以覆盖原先的操作，不停找新的能覆盖的区间（区间里至少有一个字母变成 #），进行覆盖，新覆盖的区间可能对前面的k个位置有影响，在搜索前k个位置的覆盖情况。考虑能否将串s还原为 ###########
2023-11-20 11:53:58
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原创 abc 325 d
1.如果现在处于待机状态，没有可做的，就直接跳转时间到下一个可做的地方。4.拿出堆顶，（当前可做且时间最早的），更新时间和答案。贪心策略是当前可做的所有物品中，选择结束时间最早的，2.将当前时间下，所以可做的都加入进来，3.将已经超时且未作的出堆，没机会做了。直接排序后每次选前面的做并不正确。
2023-10-29 10:06:36
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原创 CF1322B
或者 b[i] + b[j] >= (1 << i + 1) + (1 << i);那么考虑两两相加后 ， 第 i 位能否有 奇数个 1 进行异或。提取前i位 a[x] % (1 << i + 1)考虑每一个位能否贡献1。然后用双指针维护一下。
2023-10-22 21:43:48
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原创 P1266 速度限制 （ dij分层 + 图上dp
其实并不是真的建立分层图，只是有分层图的思想，或者是dp思想在里面。dp[i][j] // 到达 i 点速度是 j 的花费。
2023-10-17 22:43:20
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原创 P4185 [USACO18JAN] MooTube G (并查集 + 离线
只有大于等于k的可以被推荐，所以每次将g[i].val >= k 的加入并查集，保证所构成的树/森林中所有的边权都是大于等于k的。跟我想法差不多，就是先离线下来，从大到小排列，
2023-10-17 22:38:22
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原创 P3067 Balanced Cow Subsets G(折半搜索
对于分三组的处理，是通过 1 ， -1 ，0 (左 ， 右 ， 无)考虑前一半分组情况 左a右b 后一半分组情况 左c右d。于是搜索中维护两组差值就可。折半搜索前一半和后一半。抄别人的题解的一天捏。
2023-10-16 10:31:20
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原创 abc324 e
枚举i的每一位 ，如果s[i] = t[l] l++ , 后缀同理。对s 进行预处理 ， s 能匹配多少个t的前缀 和 后缀 ,字符串拼接后能不能形成子序列 t，考虑suf 和 pre 处理，然后经典 双指针或者二分搞一下，
2023-10-15 10:38:59
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原创 abc324 d
直接枚举满每个数的平方，如果数字数量是满足的，那么就可以对s进行排列得到。猪脑过载时刻，属于是全排列陷阱，全排列大概最大只能到 9！
2023-10-15 09:53:21
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原创 arc 166 a
可以证明只有当 X中a的数量 = y中a的数量 且对于 Xk <= Yk （X中第k个A的下标 小于等于 Y的第k个A下标）X[i] = Y[i] = C 时的点是不能动的 ， 以次为边界，将字符串进行分割，每一段都要分别满足。这种情况用amin代表有多少个A没被分配到 ，不断统计X中a的数量 , Y中出现就 -1。amax统计a + c 的数量， 如果Y中出现 a 就 - 1 ，首先将考虑只有ab的时候，可以发现a是可以不断向右移动的。2.a+c 太少了，在某一个点就不够分 ，
2023-10-10 22:47:26
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原创 edu 156 div2 c
当s[i] < s[i-1] 将i-1删除这样s[i] 就会到 i-1的位置。观察删除后的字符串，发现并不需要从头开始计算，只需要从连接处在进行比较，观察到 再前面的位置使得字典序改变，字典序最小。可以通过一个单调栈进行维护，或者单链表也可以。先考虑如果让变化后的字符串最小，考虑。计算一下最多删除多少个数。
2023-10-10 22:15:58
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原创 div 902 b （ 贪心
考虑每个人都要被叫醒，那么使每个人被叫醒的花费最少 ， 于是花费小的人肯定要尽量多使用，于是能用小于p的花费就使用 ， 如果不够，那么剩下的人就直接用p叫醒。因为有 p 那么只有小于p的花费的人才是做贡献的。挺有思维的一个b我感觉哈哈哈。
2023-10-10 21:56:33
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原创 abc 323 e (背包dp
a/b 关于p的逆元 （a * x）% p 其实x就是b的逆元。本质上就是一个枚举子集的问题 ，无限背包的思想属于是。s[ i ] 表示第 i 秒刚好有一首曲子结束的概率。然后就是求逆元的问题。
2023-10-08 12:23:30
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原创 P9714 「QFOI R1」摸摸
首先操作1 会将整个数组变成一个回文数组 ， 变成一个回文数组后 进行两次操作2 和 进行一次操作1 ＋ 2 是等效的。所以我们只需要考虑何时进行这次操作 观察到 b 不超过 2000 ，也就是最多也就进行2000次操作。在进行操作1后 就只需验证剩下的操作能否成功。本质上来说好像就是个枚举的题目。
2023-10-06 17:20:59
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原创 P1972 [SDOI2009] HH的项链（树状数组
将查询区间按照右端点为第一关键字 左端点为第二关键字，从小到大排序，如果一个石头在之前已经出现过，那么就将这个石头的种类尽量放到右边。同时开一个数组记录每个种类的石头的位置，这个种类石头的出现的上一位的种类数减去1。如果维护前缀的种类就是这个题的难点，用树状数组实现离线查询。
2023-10-05 19:47:32
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原创 P3052 [USACO12MAR] Cows in a Skyscraper G ( 状压dp
【代码】P3052 [USACO12MAR] Cows in a Skyscraper G ( 状压dp。
2023-10-05 17:53:58
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原创 P4544 [USACO10NOV] Buying Feed G ( 单调队列dp
【代码】P4544 [USACO10NOV] Buying Feed G ( 单调队列dp。
2023-10-02 17:38:24
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原创 abc322 d ( 枚举 + 几何 + 状态压缩
最后枚举三个图形的所有二进制情况 x ^ y ^ z == f。处理平移后的图形，将这个图形用二进制压缩一下，16个格子压缩成16位。然后枚举这个图形所有的移动情况，最多向左右上下移动3个，属于是长知识了，关于枚举这个图形的摆放。首先你得知道这个图形旋转的公式，
2023-10-01 22:21:30
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原创 牛客 （ 计算几何
圆心的计算公式是抄的 ， 然后这题想到枚举圆心很简单，三点定圆。考虑这个圆心经过了n 个点 那么这个圆心就会出现。然后就是考虑哪个圆心出现的次数最多，
2023-09-30 18:06:22
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原创 P4124 [CQOI2016] 手机号码（数位dp
不同的数的dp状态其实只有那个limit不同，把limit放在状态外就能实现一次memset。这题具体的就是要记录两位数字，其他的就和一般数位差不多。
2023-09-30 15:16:06
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原创 abc 321 f (背包
考虑每新加入一个物品，那么dp[i] = dp[i] + dp[i-x];这个是需要从后往前遍历，因为你修改的时候，只添加了一个物品x ,所以你的dp[i-x] 是没修改前的值应该，类似01背包的滚动。考虑删除一个物品 那么 dp[i] = dp[i] - dp[i-x] 删除一个物品后，那么dp[i-x] 中的一个x就不能对dp[i]有贡献了，这个是需要从前往后递推的，去掉x的i方案数 = 原来的 i 方案数 - 现在 (i - x) 的方案数 （达不到i的方案数）计数类dp的背包dp。
2023-09-26 09:34:04
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空空如也
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