ws_yzy的博客

后缀数组+并查集先求出height数组 然后排序并查集维护 size max min从大到小枚举height 若当前以x开头的后缀和以y开头的后缀的lcp为kp为x的并查集的根,q为y的并查集的根则k相似的的个数 加上size[p]*size[q]最大值更新 max{mx[p]*mx[q],mn[p]*mn[q],mx[p]*mn[q],mn[p]*mn[q]}#i

树状数组维护前缀和并查集维护从一个点向后（包括这个点）第一个权值>1的点因为权值而开根号一个int的数顶多开5次就成了1复杂度是nlogn的#include#include#include#include#include#include#include#include#include#include#define lowbit(x) x&(-x)#defi

很有意思的一道题！ 对于询问分段： 若Y小于等于sqrt（300000），暴力，对所有的插入的数都更新mn[i]。 若Y大于sqrt（300000），枚举kY，用并查集维护>=i的第一个数，这样只支持删除操作是O（1），然后倒着枚举一边，删除一个数x那么就fa[x]=fa[x+1]#include<cstdio>#include<cstdlib>#include<cmath>#inclu

猜结论大法好！！ 由于删边不好维护，所以将平面图转化为对偶图，这样在平面图上删边相当于在对偶图上加边，在平面图上是否联通转化为在对偶图上是否不连通，类似于平面图的最大流转化为对偶图的最短路#include<algorithm>#include<iostream>#include<cstdlib>#include<cstring>#include<vector>#include<cstdi

很容易发现，如果有n张牌经过销牌n次的操作后与原牌的顺序是相同的 然后销牌的操作就相当于从当前的牌开始一直向后扫，扫到n后再回到1，直到找到第RiR_{i}张牌 这样可以用线段树维护一下，看当前销完牌后所取得牌在now...nnow...n还是1...(now−1)1...(now-1)直接用线段树找出这张牌。用并查集维护去玩这张牌后的下一张牌 复杂度O(nlog2n)O(nlog_{2}n)

暴力大法好，乱搞出奇迹！！ 从左到右枚举两个草包之间的空隙，找从这个空隙最左边的最右边分别能到的最远的地方，因为是从左到有枚举的，所以如果到了前一个草包之间的空隙，那么他到达的最远的左端点肯定可以让当前的空隙来更新，然后维护最远到达的左区间可以用到并查集的思想。右区间就直接暴力 如果从当前的间隙走不出去，那么从当前间隙走到的间隙也都走不出去，可以处理一下#include<cstdio>#inc

计算答案显然是一步一步的走然后求Lca用深度计算，关键就是怎么标记走过的路径 用并查集记录从这个点出发经过的最上端的城市，让后每次合并的时候从两个端点向lca合并，因为lca并查集记录的肯定是所有路径最上端的点#include<cstdio>#include<cstdlib>#include<cstring>#include<cmath>#include<queue>#include<v