无尽

带权并查集，点权表示自己与父亲的关系，0同类，1被父亲吃，2吃父亲。这样记可以很方便地转移关系，可以证明关系转移的表达式:自己和爷爷的关系=（自己和父亲的关系+父亲和爷爷的关系）mod 3路径压缩，判断假话，都要用到这个转移式。#include<cstdio>#define MAXN 50005int n;struct animal{ int fa, r;}ani[MAXN];v

排序+贪心按边权排序，枚举权值最小边，贪心地从小到大选取比最小边大的边，用并查集维护连通性#include<cstdio>#include<algorithm>#define M 5005#define N 505using namespace std;struct edge{int a,b,v;}e[M];const int INF=30005;int fa[N];bool cmp

并查集 或 二分图匹配这题复杂度错误的算法竟然跑得比正解快 错误的算法（1）：用装备的两种属性向装备连边，跑二分图匹配即可，注意题目要求是连续攻击，所以一旦匹配不成功就要退出正确的算法（2）：把每一个装备考虑成一条边，它的两个属性考虑成边两端点的编号。使用装备相当于删除这条边。于是可以发现如果某连通块图中有环，那么环上的点必定都可以取到。如果是树结构，让编号最大的取不到即可。二分图匹配#includ

并查集出现矛盾当且仅当x1=x2且x1!=x2于是先处理所有等于，把两个数用并查集并起来，对于每一个不等于判断一下就好了NOI为什么会有这种题。。。#include<map>#include<cstdio>#include<cstring>#include<algorithm>#define N 100005using namespace std;int a[N], b[N], c[N]

LCT+缩边双＋并查集　显然如果进入一个边双联通分量，那一定能取遍所有点再出来．于是只要维护边双即可．对于加边，需要缩点，用LCT即可，判断是不是在一个边双里用个并查集就行．　此题时限比较紧．注意到在缩点之后，LCT上的操基本只有access需要查询真实父亲（因为缩点之后的点单独属于一个分量），其他操作并不需要查并查集．把这个优化掉就能过了．．．？#include<cstdio>#include<

ST表+并查集一个直观的想法是把[l1,r1],[l2,r2][l_1,r_1],[l_2,r_2]对应位置的元素并起来。若最后有cntcnt个集合，则答案就是9∗10cnt−19*10^{cnt-1}，复杂度O(nm)O(nm)，考虑优化它。实际上我们是在进行区间操作，那我们对区间进行维护。用ST表，记id[i][j]id[i][j]表示[i,i+2j−1][i,i+2^j-1]这一段节点。两段区

并查集O(答案)O(答案) 复杂度的算法肯定都没法过，考虑这题的性质。一不小心想到，如果同时存在(p,p1),(p,p2),…,(p,pn)，那么p1,p2,…,pn之间就会形成完全子图。那我们第一步先用并查集把他们缩起来。考虑缩完之后还会有贡献的点对a,b，一次是存在c点，满足(c,a)是新边，(c,b)是旧边，（如果都是新边则已经都在一个完全子图里了）。还有一个性质是一个大于1的完全子图内的点引

易或方程+带权并查集我好SB啊，挂题解吧。。。。。。 http://www.cnblogs.com/HHshy/p/5840018.html#include<cstdio>#include<cstring>#define N 2333333#define MOD 1000000000#define R registerusing namespace std;namespace runz

暴力的做法是把所有两维边权不大于询问的边用并查集做一下，查询两点是否连通以及连通块内有没有询问的值。 这是二维关系，显然我们会想到对第一维排序，动态地维护第二维。如果每一次都重建一下是不科学的，我们要维护图的连通性或者减少重建。二维关系不资磁线段树分治，所以不太好维护图的连通性，考虑减少重建次数，那就分块重建……把边分成根号块，每一次处理第一维在块内的询问。对于块前的边按第二维单调扫，块内暴力查。