首先,我们可以得到: $$D = \sum_{i=1}^{n}\sum_{j=1}^{n}a_i\times a_j\times b_{i,j} - \sum_{i=1}^{n}a_i\times c_i$$ 那么是不是就相当于这样的问题: 有 $n$ 个物品,你可以选择一些物品出来,如果同时选了 $i,j$ 两个物品那么就有 $b_{i,j}$ 的收益,然而每一个物品都有一个代价 $c_i$,求最大收益. 这是经典的最小割模型: 连边 $S\to Dot(i,j)$,流量为 $b_{i,j}$…

这是一道后缀自动机经典题目. 对于 $t=0$ 的情况:每个节点都代表一个子串,所以我们给每个节点的 $Size$ 都记为 $1$, 对于 $t=1$ 的情况:我们只给 $last$ 节点的 $Size$ 记为 $1$,因为新建的虚拟节点并不能给子串数目带来贡献.然后再建出 $pre$ 指针树,每个串的出现次数就是其在 $pre$ 指针树上的子树的 $Size$ 和. 然后我们进行拓扑图 Dp, $Dp[u]$ 表示从 $u$ 号节点往后走会有多少种子串,转移的话: $$Dp[u] = \sum…

这个题我脑洞了一个结论: 首先,我们定义满足以下条件的路径为“从右上到左下的路径”: 对于路径上任何不相同的两个点 $(x_1, y_1)$,$(x_2, y_2)$,都有: $x_1\neq x_2, y_1\neq y_2$ 若 $x_1 > x_2$,则有 $y_1 < y_2$:否则当 $x_1 < x_2$ 时, $y_1 > y_2$. 然后我们找到所有从右上到左下的路径,其中路径的权值和最大的那条路径的权值和就是答案了. 然后我们就可以用 Dp 解决问题了. 我们可以…

这个题哎呀...细节超级多... 首先,我猜了一个结论.如果有一种排序方案是可行的,假设这个方案是 $S$ . 那么我们把 $S$ 给任意重新排列之后,也必然可以构造出一组合法方案来. 于是我们就可以 $O(2^n)$ 枚举每个操作进不进行,再去判断,如果可行就 $ans$ += $|S|!$. 然而怎么判断呢? 我们按照操作种类从小到大操作. 假设我们现在在决策第 $i$ 种操作并且保证之前之后不需要进行种类编号 $< i$ 的操作. 那么我们只考虑那些位置在 $2^i+1$ 的位置的那些数.…

「TJOI2015」线性代数 和牛客某题很像 在和里面有\(B_{i,j}\)要求是\(A_i,A_j\)都为\(1\),和里面减去\(C_i\)要求\(A_i\)为\(1\),然后先把贡献也就是\(B_{i,j}\)加上,然后建图跑最小割,建图方法和牛客那题一样 另外1e6条边为什么也可以跑过去啊,还很快.. Code: #include <cstdio> #include <cctype> #include <cstring> const int N=510; co…

1565: [NOI2009]植物大战僵尸 Time Limit: 10 Sec  Memory Limit: 64 MBSubmit: 2161  Solved: 1000[Submit][Status][Discuss] Description Input Output 仅包含一个整数,表示可以获得的最大能源收入.注意,你也可以选择不进行任何攻击,这样能源收入为0. Sample Input 3 2 10 0 20 0 -10 0 -5 1 0 0 100 1 2 1 100 0 Sampl…

这个题好像也是贪心的感觉.. 我们枚举 $1,5,10,50,100,\dots$ ,找出在 $[l, r]$ 内能整除它们的最小的数. 然后找到其中在荒谬值最小的情况下数值最小的那个数, 就做完了. #include <cmath> #include <cstdio> #include <cstring> #include <iostream> #include <algorithm> using namespace std; typedef…

首先,我们可以求出源为 $1$ 号点的最短路图以及各个点到 $1$ 号点的最短路. 然后我们考虑那些距离不同的点,是一定不会发生拥堵现象的. 然后我们就只需要考虑那些距离相同的点,就相当于做一个最大流嘛. 假设考虑与 $1$ 号节点距离为 $d$ 的点,那怎么连边,怎么设置源和汇呢? 源为 $1$ 号节点,新开一个 $n+1$ 号节点作为汇. 对于所有满足 $dist(1, x) + w(x,y) = dist(1, y)$ 的 $x,y$ 建一条 $x\rightarrow y$ 的边,容量为…

首先,我们可以得到最高位的位数为:\(\lfloor\frac{n+k-1}{n}\rfloor\),记作 \(E\). 然后给这 \(n\) 个长为 \(E\) 的数字排序,后缀数组 \(O((n+E)\log E)\) 搞定. 然后二分最大的数字,记作 \(Max\),再记一个 \(Next_i\),表示从 \(i\) 开始,数字不大于 \(Max\) 的最远终点. 可以得到: \(E - 1 \le Next_i \le E\), 于是我们在\([1, Next_1]\)范围内枚举起点,然…

感觉也是一个小清新题.. 我们考虑设立状态 $Dp[i][s]$ 表示考虑了前 $i$ 个商店后,购买状态为 $s$ 的最小花费. 转移的话就枚举每个商店 $i$,首先令: $$Dp[i][s] = Dp[i - 1][s] + D[i]$$ 这个过程表示到达这个商店. 然后枚举每个状态 $s$,然后枚举每个不在 $s$ 里的物品 $j$,令: $$Dp[i][s + \{j\}] = min(Dp[i][s + \{j\}], Dp[i][s] + Cost[i][j])$$ 这个过程就相当于…