这道题写了两个多小时-- 首先讲一下怎么建模 我们的目的是让所有点的出度等于入度 那么我们可以把点分为两部分, 一部分出度大于入度, 一部分入度大于出度 那么显然, 按照书里的思路,将边方向后,就相当于从出度大于入度的运一个流量到 入度大于出度的点. 紫书 例题 11-13 UVa 10735(混合图的欧拉回路)(最大流) 所以我们可以把源点S到所有出度大于入度的点连一条弧, 弧的容量是出度-入度的一半 为什么容量是这样呢,等一下说 同理, 把所有入度大于出度的点和汇点T连一条弧, 弧的容量是入…

设gcd(a, b) = a xor b = c 那么我们可以证明c＝a-b 那么同时c又是a的因子(c是a与b的最大公因数) 所以我们可以枚举c,然后枚举c的倍数,也就是a 有了a和c可以算出b为a-c 然后最后验算是否a xor b = c就ok了. 这里的枚举方式非常的巧妙,是反过来枚举c 来推a,如果枚举a的因子c的话就会很耗时间了. #include<cstdio> #include<cmath> #define REP(i, a, b) for(int i = (a);…

总的来说就是价值为1,时间因物品而变,同时注意要刚好取到的01背包 (1)时间方面.按照题意,每首歌的时间最多为t + w - 1,这里要注意. 同时记得最后要加入时间为678的一首歌曲 (2)这里因为要输出时间,也就是重量,那么这个时候初始化就要注意了. 因为如果只是输出价值的话就全部初始化为0,但是要输出重量,那就意味着 当前这个时间是恰好由几首歌组合,那么初始化的时候就要注意全部初始化为 -1,f[0] = 0,同时判断条件要f[j-w] != -1,这里要注意 (3)这里时间很坑!我一开…

这道题要逆向思维, 就是求出答案的一部分, 然后反过去去寻找答案存不存在. 其实很多其他题都用了这道题目的方法, 自己以前都没有发现, 这道题专门考这个方法.这个方法可以没有一直往下求, 可以省去很多时间.紫书里面把这叫做中途相遇法,双向广搜有点这个方法的味道.这里用到了二分查找, 总的时间复杂度是n的二次方乘logn #include<cstdio> #include<vector> #include<algorithm> #define REP(i, a, b) f…

紫书上有很明显的笔误, 公式写错了.g(k, i)的那个公式应该加上c(k-1)而不是c(k).如果加上c(k-1)那就是这一次 所有的红气球的数目, 肯定大于最下面i行的红气球数 我用的是f的公式, 我觉得这个稍微比f好理解一点.f(k, i) 表示k小时之后最上面i行红气球的个数. 分两种情况 如图所示 左上角的正方形的上面i行的红气球个数和前一个小时(也就是k-1)的整个正方形的上面i行的红气球个数是一样的, 因为右上角还有一个, 所以要乘2, 也就是f(k - 1, i) = 2 * f…

 这道题目可以把问题分解, 因为x坐标和y坐标的答案之间没有联系, 所以可以单独求两个坐标的答案 我一开始想的是按照左区间从小到大, 相同的时候从右区间从小到大排序, 然后WA 去uDebug找了数据, 发现这组数据过不了 3 1 1 3 3 1 1 3 3 2 2 2 2  正确输出是 1 1 3 3 1 1 2 2  我输出 IMPOSSIBLE 我发现当有包含关系的时候, 会先处理大区间而把小区间应该放的点覆盖掉了.所以我这个方法是不行滴, 然后就暂时不知道怎么改了.  之后我去看了他人的…

这道题用构造法, 就是自己依据题目想出一种可以得到解的方法, 没有什么规律可言, 只能根据题目本身来思考. 这道题的构造法比较复杂, 不知道刘汝佳是怎么想出来的, 我想的话肯定想不到. 具体思路紫书上讲得非常清楚了, 就不讲了.代码有详细注释 #include<cstdio> #include<vector> #define REP(i, a, b) for(int i = (a); i < (b); i++) using namespace std; const int M…

就是暴力枚举a, b然后和题目给的数据比较就ok了. 刘汝佳这道题的讲解有点迷,书上讲有x1和a可以算出x2, 但是很明显x2 = (a * x1 +b) 没有b怎么算x2?然后我就思考了很久,最后去看他的代码发现他的代码和他讲的是两回事 他的代码里直接是枚举a和b,不是按照书上的思路来的. 有点迷 #include<iostream> #define REP(i, a, b) for(int i = (a); i < (b); i++) using namespace std; con…

标题指的边集是说这道题的套餐, 是由几条边构成的. 思路是先做一遍最小生成树排除边, 因为如果第一次做没有加入的边, 到后来新加入了很多权值为0的边,这些边肯定排在最前面,然后这条边的前面的那些边肯定都要再扫一遍, 也就是这条边无论如何都不会选. 那么后来就是二进制枚举套餐, 从头开始, 加入套餐中的边然后权值加上套餐的权值, 然后把之前筛选下来的边做kruskal就ok了. 注意要对数据范围敏感, 这里套餐最多也就8个所以可以二进制枚举子集. #include<cstdio> #includ…

递归一遍遍历所有情况就ok了 #include<cstdio> #include<cstring> #define REP(i, a, b) for(int i = (a); i < (b); i++) using namespace std; const int MAXN = 10; char map[2][10][10], str[10]; int k, num; bool dfs(int pos) { if(pos == 5) return ++num == k; bo…

这道题让最大值最小, 显然是二分答案 当题目求的是最大值最小, 最小值最大, 这个时候就要想到二分答案 为什么可以二分答案呢, 因为这个时候解是单调性的, 如果简单粗暴一点 就全部枚举一遍, 验证答案.但是因为答案满足单调性, 可以用二分的方法 来"枚举", 复杂度可以从n降到logn 开始我自己写了一个, 但是WA, 后来看了刘汝佳的代码, 发现要注意三点 (1)这道题的和的最大值会爆int, 要用long long. 养成看到题目的时候计算最大值看会不会爆int的习惯(int最大大…

这道题写了好久-- 在三维空间里面有动的点, 然后求有几次最小生成树. 其实很容易发现, 在最小生成树切换的时候,在这个时候一定有两条边相等, 而且等一下更大的那条边在最小生成树中,等一下更小的边不在最小生成树中. 这样的话过了这个时刻,等一下更小的边就会代替等一下更大的边, 从而最小生成树切换 然后我们讨论怎么实现 第一步, 建边 因为这里边的长度是随时间变化的, 所以我们可以把其写成一个二次函数. 那么显然根据两点间距离公式, 长度的平方等于x方向距离的平方+y方向距离的平方+z方向距离的平…

这道题想了很久不知道怎么设置状态,怎么拓展,怎么判重, 最后看了这哥们的博客 终于明白了. https://blog.csdn.net/u014800748/article/details/47400557 这道题的难点在于怎么设置联通的状态,以及怎么拓展判重 . (1)状态:这里状态先定义了一个格子cell, 有x和y坐标.然后set<cell>表示一个联通块, 再用set<set<cell>>表示n个连块可以组成的所有联通块, 这里是集合套集合. (2)拓展:每个格…

这道题用了数形结合, 真的牛逼, 完全想到不到还可以这么做 因为题目求的是平均值, 是总数除以个数, 这个时候就可以联系 到斜率, 也就是说转化为给你一堆点, 让你求两点之间的最大斜率 要做两个处理 (1)去掉上凸点, 因为上凸点是无论如何都不会为最优解的 (2)去掉之后每两个点之间的斜率是单调递增的, 这个时候要求切点. 切点即最大斜率, 所以就枚举终点, 然后找该终点对应的最大斜率 (也就是找到切点), 然后更新答案. #include<cstdio> #define REP(i, a,…

设切割的区间为(j, i), 注意两边都是开区间. 然后可以预处理出以i为起点的最长连续递增的长度和以j为终点的最长连续递增的长度. 大致思路就是枚举i,右边这一侧的最优值就知道了, 然后这道题的关键就是就是j取哪里. (1)去掉干扰元素, 这一步非常的关键, 设题目给的数组为a, g(i)表示以i为结尾的最长递增序列长度 在j < i中, 如果 a[j'] <= a[j] 同时 g(j') > g(j), 那么 j这个元素肯定不是最优的.因为如果j可以取的话 j'就一定可以取, 而且更…

滑动窗口这个方法名字非常形象, 先是窗口的右指针尽量往右滑, 滑不动了就滑窗口的左指针, 滑到右指针又可以开始滑动为止. 这道题是要记录滑的过程中最大的窗口长度, 限制条件是窗口中不能出现重复的值. 重复的值有两种判断方法. 一种是set, 其实就是开个vis数组, 但是数据有10的六次方, 数组肯定开不下, 所以用set来代替, 用时间换空间, set的查询是logn, 比数组要慢. 第二种是用map计算出一个last数组, 保存的是与当前数相同的前一个数的坐标. 两种方法大同小异. set版…

这道题目用扫描法 扫描法:在枚举的过程中维护一些重要的量, 从而简化计算 这道题用到了极角, 叉积, 高一的我表示一脸懵逼 不过自己去百度了一下好像大概看得懂. 这道题我还有一些疑问, 先这样吧 #include<cstdio> #include<cmath> #include<algorithm> #define REP(i, a, b) for(int i = (a); i < (b); i++) using namespace std; const int…

思路:枚举所有可能的情况. 枚举最小边, 然后不断加边, 直到联通后, 这个时候有一个生成树.这个时候,在目前这个最小边的情况可以不往后枚举了, 可以直接更新答案后break. 因为题目求最大边减最小边最小, 在最小边确定的情况下, 要使得差值最小, 就要使得最大边最小, 那么排序之后加边后 的第一个生成树一定是此情况下的最优解, 因为这个时候最大边最小, 后面的边肯定更大. 细节(1)注意题目给的点标号从1开始还是从0开始.(2)边数组可以用vector(3)find函数最后 return f…

这道题就是给你一n长序列, 然后把这个序列按顺序分成很多段, 每段长s(最前面可以小于s, 只有第一段的后半段, 最后面也同样, 只有最后一段的前半段), 然后要求是每一段里面没有重复的数, 问你有几种分法 实际上看到连续s个数, 就可以想到滑动窗口, 可以提前初始化所给序列的每一段里面有没有重复的数, 然后再枚举第一段的终点, 然后一段一段去判断是否全部都没有重复的数字, 如果所有段都是的话, 那么就符合题目要求, ans++ 有两个地方要注意 (1)初始化的问题.这个思路有点像扫描法, 判断…

这道题有点类似动态规划,设答案为f(n) 第一个人有i个人,就有c(n,i)种可能 然后后面有f(n-i)种可能,所以相乘,然后枚举所有可能加起来就ok了. #include<cstdio> #define REP(i, a, b) for(int i = (a); i < (b); i++) using namespace std; const int MAXN = 1123; const int MOD = 10056; int c[MAXN][MAXN], f[MAXN]; voi…

以9元组来代表当前状态,每一元是每一堆剩下的牌数 枚举当前状态所有可以拿掉牌的情况,然后递归下去求 概率,当牌拿完的时候概率为1 那么这里的实现非常的秀,用到了vector来代表9元组 然后还用到了map来实现记忆化搜索 #include<cstdio> #include<vector> #include<map> #define REP(i, a, b) for(int i = (a); i < (b); i++) using namespace std; ch…

这类求最优连续子序列的题一般是枚举右端点,然后根据题目要求更新左端点, 一般是nlogn,右端点枚举是n,左端点是logn 难点在于如何更新左端点 用一些例子试一下可以发现 每次加进一个新元素的时候 前面的元素都要再取一遍gcd 然后gcd同的时候i尽量大 为了去重,我们需要排序,用相邻元素比较 保留下来最优的一些区间,然后更新答案 #include<cstdio> #include<algorithm> #include<vector> #define REP(i,…

这道题是对称的 所以只算"\", 最后答案再乘以2 然后每一条直线看作一个包围盒 枚举包围盒的长宽 有两种情况会重复 (1)包围盒里面有包围盒. 这个时候就是在一条直线上 那么我们就gcd(x,y)>1的时候舍去 因为在一条直线上只取gcd(x,y)=1这个点 以后注意一条直线上去重问题都可以用gcd(x,y)= 1 (2)还有一种情况就是对角线是在一条直线上的 这个时候就要单独减去. 这个时候数量为max(0, m-2a)*max(0,n-2b) 总的数量为(m-a)*(n-b…

只看一个象限简化问题,最后答案乘4+4 象限里面枚举x, 在当前这条固定的平行于y轴的直线中 分成长度为x的一段段.符合题目要求的点gcd(x,y) = 1 那么第一段1<= y <= x,个数为phi(x)个,即是x的欧拉函数值 第二段x+1 <= y <= 2x, 因为gcd(x + i, x) = gcd(x, i) 接下来同理 一直到最后一段 kx + 1 <= y <= b要单独一个个算,因为最后一段的长度不一定为x 感觉这道题算每一条直线时分成长度为x的一段…

这里用到了一些数论知识 首先素因子都大于M等价与M! 互质 然后又因为当k与M!互质且k>M!时当且仅当k mod M! 与M!互质(欧几里得算法的原理) 又因为N>=M, 所以N!为M!的倍数 所以只要求1到M!中与M!互质的数的个数,在乘上N!/M! 可以理解为每一块M!有这么多,然而N!中有很多块M!,所以乘上N!/M! 然后根据phifac[n] = phi[n!] = n!(1-1/p1)(1-1/p2)......(1-1/k)的定义可以得出 当n为质数的时候 phifac[n]…

用欧拉公式V-E+F=2 V是顶点数,E是边数,F是面数 具体推导见https://blog.csdn.net/QWsin/article/details/53635397 要用高精度 #include<cstdio> #include<algorithm> #include<iostream> #include<string> #include<cstring> #include<sstream> #define REP(i, a,…

这道题的题解有几个亮点 一个是每次只统计一个数字来简化思维 一个是统计当前位数的时候分三个部分来更新答案 具体看代码,有注释 #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> #define REP(i, a, b) for(int i = (a); i < (b); i++) using namespace std; const int MAXN = 10; int pow[MAXN], cnt[MAX…

设当前有k个,那么也就是说拿到其他图案的可能是(n-k)/n 那么要拿到一个就要拿n/(n-k)次 所以答案就是n(1/n + 1/(n-1) ......1/2 + 1 / 1) 看起来很简单,但是实现有很多细节 一开始我是写了一个分数加法的函数 然后发现中间过程会溢出 所以要做两个操作 (1)  分母为1和n不算,最后算整数部分再加上去 因为如果算的话就要乘进去,分母会溢出 (2)要直接算所有数的最小公倍数,然后分子一起加(看代码) 我一开始是单独一个个分数来加减,这样在算分子的时候中间结果…

设置最后打开的是盒子1, 另外一个盒子剩下i个 那么在这之前打开了n + n - i次盒子 那么这个时候的概率是C(2 * n - i, n) p ^ (n+1) (1-p)^ (n - i) 那么反过来最后打开的是盒子2, 那么概率是C(2 * n - i, n) p ^ (n-i) (1-p)^ (n +1) 那么当前的概率就是两个加起来,然后乘以权值,即i就可以了 所以枚举所有的i加起来就好了. 但这样会损失很多精度, 所以我们可以用对数 也就是说算的时候先取对数来算,后来再取回去 不要忘…

这道题有个初始值设成1e9, 然后这个值是要加很多次的,然后就会溢出变成负数, 然后就一直WA, 找这个bug找了一个小时--以后不能随便这样设那么大, 要考虑会不会加很多次然后溢出. 讲一下思路. 首先对于当前节点u,可以分三种情况. 一种是当前节点是服务器,一种是节点的父亲是服务器,一种是节点的儿子是服务器. 不可能都不是服务器,因为如果这样的话u自己就没有服务器相连. 设本身是服务器的为d(u, 0),父亲是服务器为d(u, 1),儿子是服务器是d(u, 2) 那么我们可以写出转移方程 d…