http://uoj.ac/problem/103 由manacher得:本质不同的回文串只有\(O(n)\)个. 用manacher求出所有本质不同的回文串,对每个本质不同的回文串,在后缀自动机的parent树上倍增求一下它出现了多少次,更新答案. 时间复杂度\(O(n\log n)\). #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> using namespace std; typedef long l…

http://uoj.ac/problem/104 此题的重点是答案只与切割的最终形态有关,与切割顺序无关. 设\(f(i,j)\)表示前\(i\)个元素切成\(j\)个能产生的最大贡献. \(f(i,j)=\max\{f(k,j-1)+sum(k+1,i)(sum(1,n)-sum(k+1,i)),k<i\}\),其中\(sum(l,r)=\sum\limits_{i=l}^ra_i,sum_k=\sum\limits_{i=1}^ka_i\) 有决策点\(k\)和\(l\),当\(k<l\…

[清华集训2014]矩阵变换 Time Limit: 20 Sec  Memory Limit: 256 MB 题目连接 http://uoj.ac/problem/41 Description 给出一个 N 行 M 列的矩阵A, 保证满足以下性质: M>N.    矩阵中每个数都是 [0,N] 中的自然数.    每行中, [1,N] 中每个自然数都恰好出现一次.这意味着每行中 0 恰好出现 M−N 次.    每列中,[1,N] 中每个自然数至多出现一次. 现在我们要在每行中选取一个非零数,…

#38. [清华集训2014]奇数国 思路: 题目中的number与product不想冲: 即为number与product互素: 所以,求phi(product)即可: 除一个数等同于在模的意义下乘以一个数的逆元: 代码: #include <cstdio> #include <cstring> #include <iostream> #include <algorithm> using namespace std; #define maxn 100005…

[UOJ 67] 题目链接: 传送门 题解: 第一眼很懵逼……这什么鬼. 思考什么点复合条件……(o(>﹏<)o 1.树,也就是说还剩n-2条边,等价于要删去一个度数为m-n+2的点. 2.还是树,也就是说联通图,等价于选取点不能是割点. ……想不出来了.然后?然后就够了233.证明什么的,显然……(当时智障的我 代码: BZOJ 1123BLO 题目链接: 传送 题解: 此题唯一要求的大概就是某个割点下各个DFS树上子节点的大小. 思考…… DFS树…… 1.点双走的可以看做一个有“回边”的…

[UOJ#236][IOI2016]railroad(欧拉回路,最小生成树) 题面 UOJ 题解 把速度看成点,给定的路段看成边,那么现在就有了若干边,然后现在要补上若干边,以及一条\([inf,\)使得原图存在欧拉回路,那么就变成了求从大往小连边的边长的最小值. 而欧拉回路每个点被来回覆盖的次数左右一定是一样的,假设向右-向左覆盖的次数为\(g_i\),那么如果\(g_i>0\),花费\(1\)的代价向\(i-1\)连边,如果\(g_i>0\),那么则可以不花费代价连边\(i\rightar…

[UOJ#177]欧拉回路 题面 UOJ 题解 首先图不连通就没啥好搞的了. 对于无向图而言,每个点度数为偶数. 对于有向图而言,每个点入度等于出度. 然后就是一本通上有的做法,直接\(dfs\)一遍就好了.. #include<iostream> #include<cstdio> using namespace std; #define MAX 100100 inline int read() { int x=0;bool t=false;char ch=getchar(); w…

[UOJ#311][UNR #2]积劳成疾(动态规划) UOJ Solution 考虑最大值分治解决问题.每次枚举最大值所在的位置,强制不能跨过最大值,左右此时不会影响,可以分开考虑. 那么设\(f[i][j]\)表示长度为\(i\),且最大值不超过\(j\)的所有方案之和. 因为最大值有多个,所以我们钦定每次选择最靠右的那个,所以转移就是: \[f[i][j]=f[i][j-1]+\sum_{k=1}^if[k-1][j]*f[i-k][j-1]*w[j]^{c}\] 即钦定为最靠右的那个最大…

[UOJ#450][集训队作业2018]复读机(生成函数,单位根反演) 题面 UOJ 题解 似乎是\(\mbox{Anson}\)爷的题. \(d=1\)的时候,随便怎么都行,答案就是\(k^n\). \(d=2\)的时候,可以做一个\(dp\),设\(f[i][j]\)表示前\(i\)个复读机选了\(j\)个时间的方案数. 然后枚举当前这个复读机复读的次数,得到: \[f[x][j]=\sum_{i=0}^{j}[2|i]{n-j+i\choose i}f[x-1][j-i]\] 化简啥的之后…

[UOJ#246]套路(动态规划) 题面 UOJ 题解 假如答案的选择的区间长度很小,我们可以做一个暴力\(dp\)计算\(s(l,r)\),即\(s(l,r)=min(s(l+1,r),s(l,r-1),abs(a_r-a_l))\). 我们发现\(s(l,r)\le \frac{m}{r-l+1}\),那么当长度足够大的时候\(s(l,r)\)的取值很小. 所以我们对于询问分治处理,当长度小于\(\sqrt m\)时,直接\(dp\)计算贡献. 否则,当长度大于\(\sqrt m\)时,枚举…