wamach的博客

这个题的题面傻逼

写了我一整天

最小乘积生成树板子题。#include#include#include#include#include#include#include#includeusing namespace std;#define rep(i,j,k) for(i=j;i<=k;++i)#define per(i,j,k) for(i=j;i>=k;--i)#define sqr(x) ((x)*

建一个rt，对所有点连一条边，边权为原代价。再读入其他边，跑最小树形图。最后答案再加上每个点的最小入边*(攻打次数-1)

多画图能使文章变得饱满

讲一句废话。边x->y能被删掉当且仅当x能走过其他路到y。先进行拓扑排序，然后按拓扑序的逆序加点，这样可以保证每次加进去的点都没有入度。记当前枚到的点为x。然后对x能到的所有点按到出度为0的点的最长路排序，从大到小枚举，记为y。用bitset维护一个点能到达哪些点。如果y到的点x都已经能到了，那就把x->y删掉。

坑

从洛谷的分类可以看出这是道dp题。记fn[i]为N的R[k]≤I时N的最大贡献，fo[i][j]为O的u≤i，u+W-1≥j时O的最大贡献，fi[i]为I的P[1]>=i时I的最大贡献。求出上述三者后可以O(m^2)求得答案。另外地，记Sj[i][j]为第j列前i个的和，对于fo[i][j]：

单(shan)调(tiao)栈(jian)

这题需要大量的lca，预处理是可以，但是会写死，因此采用rmq。先学会如何求两个路径[a,b],[c,d]的交。只要分别求c,d到[a,b]距离最近的点[u,v]，然后判u,v是否在[c,d]上即可。下面以用c求u为例。rif lca(r,c)!=r then uelse if lca(a,c)!=r then uelse u然后检验。ru∈[c,d]当且仅当u

上面的插入、删除操作均需用堆维护。想不通，把堆写错了。。。#include#include#include#include#includeusing namespace std;#define rep(i,j,k) for(i=j;i<=k;++i)#define per(i,j,k) for(i=j;i>=k;--i)#define sqr(x) ((x)*(x))#d

逆序插入字典树，dfs时每次先搜单词数最少的子树、假的。

这道题我以前貌似写过，然而写的是分块+树状数组。呸。线段树。（讲道理当时我只会线段树）显然这题可以等效为求一段区间内比自己大的数的个数。对分出每个块建一个树状数组，然后零散的点直接扫一遍，块内的点用树状数组统计。这个算法实在是太低了。这里介绍一个O(n*sqrt(n))的做法。分块。先按下标分块，在每个块内统计每个值出现的次数，并按权值分块，统计块内数的个数。然后对按下标分的块

花了一个晚上学莫比乌斯，觉得自己的脑子被烧坏了。特别感谢连击哥的谆谆教诲，否则我这么蒟蒻根本学不下去。接下来简单介绍一下算法。#include#include#include#includeusing namespace std;#define rep(i,j,k) for(i=j;i<=k;++i)#define per(i,j,k) for(i=j;i>=k;-

感谢Scarlet提供的权限号，否则这题我根本没法交。这里存一下自己的代码、、、#include#include#include#includeusing namespace std;#define rep(i,j,k) for(i=j;i<=k;++i)#define per(i,j,k) for(i=j;i>=k;--i)#define ll long long#def

听说这个算法叫莫队。若一个区间[l,r]所有颜色的袜子总数cnt[i]已预处理好，我们可以直接求出答案：∑(cnt[i]-1)*cnt[i]/((r-l+1)*(r-l))经观察，我们知道区间[l-1,r]、[l+1,r]、[l,r-1]、[l,r+1]均可O(1)求得。考虑分块，将所有坐标分成sqrt(n)个区间，然后对询问离线后进行排序，第一关键字为左端点所在区间编号，第二关键字为

不多讲了，详见数论函数杂讲ppt。算法一：分块套分块。写完才发现复杂度O（nT）是过不了的。但还是放个代码。#pragma GCC optimize("O2")#include#include#include#includeusing namespace std;#define rep(i,j,k) for(i=j;i<=k;++i)#define per(i,j,k)

吐血！！！其实理论上我本能A掉这题，但由于中途少算了个x^2，又烧了好几个小时，最后还是在连击哥的帮助下、看了答案才查出错来。表示已经失去自己解决问题的能力了。。。讲道理以前考虑过报数竞，但由于怕算错，果断报了信竞，现在这些数学题让我情何以堪？不管怎样，还是感谢Xrzl的耐心教导。恶心的代码：#pragma GCC optimize("O3")#include#incl

最近多了很多A不掉的板子。#include#include#include#include#include#includeusing namespace std;#define rep(i,j,k) for(i=j;i<=k;++i)#define per(i,j,k) for(i=j;i>=k;--i)#define ll long long#define db doub

a我还没写。

一点都不爽，整天不知道在干什么，效率奇低无比。

黈黈黈告诉我们

用树剖搞出DFS序，这样能把一棵子树变成一个区间，一条链变成log个区间。用线段树维护一段连续的DFS序中有几个点。共两种操作：第一个加点，将log个区间中的总点数统计出来，然后填满，答案为∑（区间长度-原有点数），复杂度O(n(logn)^2)第二个删点，把一段区间中的总点数统计出来作为答案，然后全部清空。复杂度O(nlogn)因为BZOJ的时限放到了10秒，所以是可以过的。

区间排序后组成等差数列，满足两个条件：①区间内max-min=k*区间长，用线段树维护max和min就好了。②区间排序后差分，gcd==kgcd也可以用线段树维护，即gcd=gcd（左儿子gcd，右儿子gcd）（注意gcd=0是须特判）。看起来好像没了。

按BFS序把树上的节点依次加入主席树，然后对于树链(x,y)，用x+y-lca(x,y)-pre[lca(x,y)]的方法取出来,然后查询第k大即可。

%黈力   %小猫先用树剖搞出DFS序，再用树状数组差分维护答案。对于第一种操作，子树中的每一个点都被加上a，直接区间加就好了。对于第二种操作，每个点增加的值为(deep[y]-deep[x]+1)*a，分成两部分，一部分是-(deep[x]-1)*a，类似上题处理，另一部分是deep[y]*a，可再开一个答案需要成deep的树状数组处理，询问时将两者加起来就好了。

裸的狄杰，但我不太会写堆，抄了很久。#include#include#include#include#include#include#include#include#includeusing namespace std;#define rep(i,j,k) for(i=j;i<=k;++i)#define per(i,j,k) for(i=j;i>=k;--i)#def