miaom的博客

初学树剖。。。听说是裸题。。。然后就做了。。。注意某个节点和它的子树DFS序相连，只要记住它子树最大的DFS序即可进行子树修改。#include#include#define N 2000000#define ll long longusing namespace std;int n,m,x,y,l,p,q;ll s[N*5],up;struct edge{int to,ne

第一次看到这题大概在这里：2016多校联合反正当时也没什么想法，表示有区间加好难受。题解并不难，维护每个区间最值、和，当一个区间开根后所有值都一样就直接赋值，否则递归。存在一种特例：3 4 3 4 3 4 3 4 3，开根后1 2 1 2 1 2 1 2 1.，+2: 3 4 3 4 3 4 3 4 3,，成功卡到暴力，所以要特判，原因大概是取整吧。所以就有了：后来发现ad

为什么我这么慢！！！这道题大概有两种思路，树分治和线段树。树分治：使用类似cdq的方式，1：找重心，分裂，2：work（根所在的树）3：用重心到根的点的答案更新重心的子树，4：work（重心的子树）。更新的时候维护一个下凸壳，在下凸壳上二分即可。(我写了这个)线段树：同样需要维护下凸壳，考虑在dfs时动态维护当前节点到根路径上的区间下凸壳，这个用线段树在每个节前维护一个支持回撤的单调栈

切水。法一：用平衡树维护，nlogn，网上大多数题解都是这个法二：权值线段树，我写的是这个，nlog1e9法三：离线+离散化+权值线段树，没什么好说的，nlogn法四：离线排序+链表，从后往前扫一遍即可，nlogn+n，常数比较小#include#include#define N 1000005#define inf 200000000using namespace s

难得的1A。。。今天上午 Lych大讲了归并，分块，推和可并推，马上练了这题。题意很简单对于一个数列有操作使x~y区间内的数*a+b，多次询问有x~y操作时z的值（对m取模），很显然*a+b的操作满足结合律且多次*a+b可合并为一个*c+d，不满足区间减法（m不为质数）。对于询问一段操作，可以考虑对时间建线段树，l~r的时间内对数列的修改是O（r-l）段，于是归并，然后就好了。。。

由于脑洞的序列不会改变，考虑用线段树维护区间内sum，左边0的个数，右边0的个数，区间内最大脑洞。对于查询l~r最大脑洞可以将l~r分成logn个区间，总复杂度O(nlogn)。#include#include#include#define N 800005using namespace std;int n,m,p,x,y,l,r;int sum[N],L[N],R[N],tg[N

这是一道区间修改的线段树，其中区间加比较难，但手推一下也可以推出来，然而我慢的飞起。。。#include#include#include#define P 19940417#define N 160005#define ll long long#define MO(x) ((x)%P)using namespace std;int n,q,a[N],x,y,z,b[21],tg

树链剖分。把边权转成深度大的点权，支持单点赋值，路径取反，路径求和，路径最值，用线段树即可完成。因为第一种操作是对边的编号修改，一开始没注意WA了。。#include#include#define N 100000#define inf 1000000000using namespace std;int n,m,x,y,z,w[N],L[N];int first[N],to

容易想到把楼房高度转化为斜率，然后就是求x1,x2,x3...使x1#include#include#define N 100005using namespace std;int n,m,x,y,see[N*4];double Max[N*4];int Get(int k,int l,int r,double x){ if (l==r) return Max[k]>x; in

——来自一个失去梦想的咸鱼miaom考虑海蜇基环树的一般套路，在确定快餐店位置的情况下，最优解中环上必有一条边是废的。思考枚举这条边，我们需要在最快的时间求剩余部分的直径。当前答案就是直径/2，证明非常简单，就离快餐店最远的点一定是直径端点。这个东西可以通过双指针单调队列维护，达到O(n)复杂度。然后我就失去了梦想，直接线段树水过了。线段树做法如下：先搞出那个环，重复一遍变成序列问题，询问