zxyoi_dreamer的博客（不定期诈尸）

传送门 题解： 一个非常巧妙的DP，可以不能保证在枚举最优解的子集的情况下，一定构造出最优解，但是可以保证在所有情况中一定会算到最优解。 首先对于能够一个半平面覆盖完的特殊处理一下。 否则，解里面至少有两个半平面，首先枚举这两个半平面，剩下的是一个凸的无穷区域里面的点，以这两个半平面交点为中心，对未覆盖的点进行极角排序，枚举剩下的半平面，每个半平面会覆盖一些点，在极角序上形成了若干区间，记录 w...

传送门 题解： 首先考虑一个区间DP，枚举区间中的最大值最右边的位置，左边所有点不大于这个位置，右边所有点严格小于这个位置。 容易发现这个位置只能是中间几个地方。 设 dp[l][r][x]dp[l][r][x]dp[l][r][x] 表示考虑区间 [l,r][l,r][l,r]，其中最大值为 xxx 的时候的合法方案数。 容易注意到有转移： dp[l][r][x]=∑∣(r−i)−(i−l)∣...

简要题意： 给你两棵有根树，边有边权，请你使用下面两个操作使得这两棵树同构。 在这两棵有根树中，每个节点的孩子有序排列形成一个孩子列表。 这里同构的定义如下： 两个单独的节点同构。 两个有根树同构，当且仅当它们的孩子数量相同，且孩子按照在孩子列表中的顺序对应同构，对应孩子的指向父亲的边权相同。 你能使用的操作用三种，有两个代价参数c1,c2c_1,c_2c1​,c2​，含义在下述的操作中描述。...

BZOJ传送门 洛谷传送门 解析： 由于所有权值都是正数，所以显然最优情况一定是合并到某种不能够继续合并的情况。 一看kkk只有8，可以，这很状压。 那么考虑两种操作，区间合并和区间替换，其中区间合并就是把区间<i,mid−1><i,mid-1><i,mid−1>和<mid,j&

传送门 解析： 莫名其妙写了一个O(n4)O(n^4)O(n4)的区间DP，结果一发过不了大样例。。。 然而标算的复杂度是O(n5)O(n^5)O(n5)？？？才发现自己的DP考虑的太片面了（就是错了）。 思路： 首先讲一个错误思路，一个区间中间抽走一个，两边的合并起来，这样子DP就是O(n4)O(n^4)O(n4)。 为什么是错的，很显然是错的啊。。。 万一这个区间的最优解是多抽走几个单独的区...

洛谷传送门 BZOJ传送门 解析： 首先我们可以为每一个位置标号，记f[l][r][pos]f[l][r][pos]f[l][r][pos]表示在pospospos位置中停留一个编号为l,rl,rl,r的复合机器人的最小推动次数。 显然在同一个位置的转移可以用区间DP来实现。 从一个位置转移到另外一个位置，发现转移是带后效性的，而且就是斯坦纳树的后效性形式。 用记忆化搜索预处理出每一个位置向四个...

传送门 题解： 首先根据中国剩余定理，我们知道z%2=x,z%5=yz\%2=x,z\%5=yz%2=x,z%5=y的zzz在[0,9][0,9][0,9]有唯一解。 所以我们对于%2\%2%2和%5\%5%5下求解然后乘法原理乘起来即可。 那么考虑怎么算合法方案，首先考虑没有000的话每个限制都可以表示为两个前缀积之比。 那么没有000的情况可以用带权并查集来判断是否合法，那么最后考虑自由位置...