[NOI2007]货币兑换

妥妥的$n \log n$cdq做法。

这题用cdq分治也可以$n \log n$但是在洛谷上竟然比一些优秀的splay跑得慢真是见了鬼了看来还是人丑常数大的问题

先推式子

（这一段与其他题解不会有太多不同，已经了解了的同学可以略过，注意一下转移中$x$和$k$表示什么就行了。）

设$f[i]$表示到第$i$天最多有多少钱，$g[i]$表示用第$i$天时的钱最多能买多少B券，易知$g[i] = \frac {f[i]} {r[i] * a[i] + b[i]}$。

得到转移：$f[i] = \max \{ \max \limits _{j = 1} ^{i - 1} \{g[j] * \frac{b[i]} {a[i]} + r[j] * g[j]\} * a[i], f[i - 1] \}$，外面的$\max$可以单独判，里面的$\max$可以看出是一个斜率优化的式子（把$\frac {b[i]} {a[i]}$视作$x$，把$g[j]$视作$k$，把$r[j] * g[j]$视作$b$）。但是我们发现斜率$k$并不是单调的，所以传统的斜率优化就无法解决这个问题了。

这时就衍生出两种写法了，一种是用splay维护凸包，一种是用cdq分治处理转移，我们要介绍的是后者。

考虑分治

对于任意一个$f[i]$，我们只要考虑到所有$1 \le j \le i - 1$对它的影响就行了，cdq分治擅长处理这类问题。

对于一段区间$[l, r]$，先递归左子区间$[l, m]$，保证$[l, m]$的$f$和$g$值都已经得到了；把左子区间按$k$递增排序，把右子区间按$x$递增排序，就可以按平时的斜率优化来$O(n)$转移；再把右子区间按在原序列中的位置递增排序，然后递归右子区间，此时左子区间对右子区间的影响都已经被考虑完了；边界是$l == r$，到这里我们可以发现$1$到$i - 1$对$i$的影响都已经被考虑过了，别忘了$f[i - 1]$到$f[i]$的转移。

这样做是$O(n (\log n) ^ 2)$的，让人有点不爽，事实上我们可以做到$O(n \log n)$。

怎样做到1个$\log$

事实上cdq分治本身是一个归并的过程，我们可以利用这个过程去掉排序的复杂度。

我们希望拿到$[l, r]$这个区间的时候$x$是单调的，于是在外面把原序列按$x$递增排序；拿到一个$x$递增的区间后，我们希望在原序列中靠左的东西去到左子区间，于是我们把$[l, r]$扫一遍，把在原序列中位置$\le m(m = l + r >> 1)$的东西放左边，$\ge m$的放右边，而且左右子区间对于$x$的单调性没有受到影响；我们要处理左边对右边的影响，于是先递归左子区间，再像平时一样斜率优化处理转移，然后递归右子区间；我们希望一个区间的左子区间递归回来的时候是对于$k$单调递增的，于是在最后对$k$做一遍归并排序。这样每一层递归是$O(n)$的。

奉上蒟蒻的大常数代码。

//written by newbiechd
#include <iostream>
#include <iomanip>
#include <algorithm>
#define R register
#define I inline
#define D double
using namespace std;
const int N = 100003;
const D eps = 1e-8;
int q[N];
D f[N], g[N];
struct cash {
    int id;
    D a, b, r, x;
    cash() {}
    cash(int id, D a, D b, D r) : id(id), a(a), b(b), r(r), x(b / a) {}
    I int operator < (cash q) { return x != q.x ? x < q.x : id < q.id; }
}p[N], b[N];
I D cross(int u, int v) { return (p[u].r * g[p[u].id] - p[v].r * g[p[v].id]) / (g[p[v].id] - g[p[u].id]); }
I D calc(int u, int v) { return g[p[u].id] * (p[v].x + p[u].r); }
I void update(int u, D v) {
    if (f[p[u].id] < v)
        f[p[u].id] = v, g[p[u].id] = f[p[u].id] / (p[u].b + p[u].r * p[u].a);
}
void solve(int l, int r) {
    if (l == r) {
        update(l, f[p[l].id - 1]);
        return ;
    }
    R int m = (l + r) >> 1, i, h, t;
    for (h = l, t = m + 1, i = l; i <= r; ++i)
        p[i].id <= m ? b[h++] = p[i] : b[t++] = p[i];
    for (i = l; i <= r; ++i)
        p[i] = b[i];
    solve(l, m), h = 1, t = 0;
    for (i = l; i <= m; ++i) {
        while (h < t && cross(q[t], i) < cross(q[t - 1], i) + eps)
            --t;
        q[++t] = i;
    }
    for (; i <= r; ++i) {
        while (h < t && calc(q[h], i) < calc(q[h + 1], i) + eps)
            ++h;
        update(i, calc(q[h], i) * p[i].a);
    }
    solve(m + 1, r);
    for (h = l, t = m + 1, i = l; h <= m && t <= r; )
        g[p[h].id] < g[p[t].id] ? b[i++] = p[h++] : b[i++] = p[t++];
    while (h <= m)
        b[i++] = p[h++];
    while (t <= r)
        b[i++] = p[t++];
    for (i = l; i <= r; ++i)
        p[i] = b[i];
}
int main() {
    ios::sync_with_stdio(0);
    R int n, i;
    D a, b, r;
    cin >> n >> f[1];
    for (i = 1; i <= n; ++i)
        cin >> a >> b >> r, p[i] = cash(i, a, b, r);
    g[1] = f[1] / (p[1].r * p[1].a + p[1].b), sort(p + 1, p + n + 1),
        solve(1, n), cout << fixed << setprecision(3) << f[n];
    return 0;
}