题面 洛谷数据非常水,建议去bzoj 我第一眼一看这不是那个POI2011的升级版吗(明明这个是2009年的,应该说那个是这个的弱化版,果然思想差不多. 因为$k$很小,可以考虑每个间隔距离来转移.我们按照传统(雾,其实这里的的名字已经不是很符合定义了,设$cov[i][j]$表示以$i$为根的子树里剩余控制距离为$j$的点还能控制几个点,$unc[i][j]$表示以$i$为根的子树里还没被覆盖的距离等于$j$的点有几个.每次从儿子获取信息后先更新$cov[x][k]$,然后就是这“类”题的关键…

题面 看起来很水,然而不会DP的蒟蒻并不会做,PoPoqqq orz 设$f[i][j]$表示当前在第$i$个点和第$i+1$个点之间查票,已经查了$j$次的最大收益.然后就是那种很常见的枚举前一个结尾的转移,主要是贡献的求法,从$x$到$y$的贡献是$val[(x+1,y+1)][(y,n)]$(二维前缀和一下).对于方案就在更新时记录上一个结尾即可 #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> usin…

题面 这也算是个套路题(算吗)?发现换来换去每行每列数的组成是不变的,那么就把每行每列拎出来哈希一下,复杂度$O(Tn^2log$ $n)$有点卡时=.=. 然而正解似乎不需要哈希,就像这样↓ ;i<=n;i++) ;j<=m;j++){ int xxx=read(); x[xxx+A]=i; y[xxx+A]=j; } bool b=true; ;i<=n;i++){ ;j<=m;j++){ a[i][j]=read(); ]+A]||x[a[i][j]+A]==)b=false…

题面 板板讲的霍尔定理 霍尔定理:一张二分图有完全匹配的充要条件是对于任$i$个左部点都有至少$i$个右部点与它们相邻.放在这个题里就是说显然最容易使得鞋不够的情况是一段连续的人,那就维护一下最大子段和就好了=.= #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> using namespace std; ; *N],rr[*N],len[*N],val[*N]; long long n,m,k,d,t1,t2…

Description 题库链接 初始时滑冰俱乐部有 \(1\) 到 \(n\) 号的溜冰鞋各 \(k\) 双.已知 \(x\) 号脚的人可以穿 \(x\) 到 \(x+d\) 的溜冰鞋.有 \(m\) 次操作,每次包含两个数 \(r_i\) , \(x_i\) 代表来了 \(x_i\) 个 \(r_i\) 号脚的人. \(x_i\) 为负,则代表走了这么多人. 对于每次操作,输出溜冰鞋是否足够. \(1\leq n\leq 200,000,1\leq m\leq 500,000\) Solut…

http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=1115 差分后变成阶梯博弈. #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> using namespace std; const int N = 1003; int a[N], n, s; int main() { int T; scanf("%d", &T); while (T--…

前言 没脑子选手随便一道博弈论都不会 -- 正文 Nim 游戏引入 这里给出最简单的 \(Nim\) 游戏的题目描述: \(Nim\) 游戏 有两个顶尖聪明的人在玩游戏,游戏规则是这样的: 有\(n\)堆石子,两个人可以从任意一堆石子中拿任意多个石子(不能不拿),没法拿的人失败. 问最后谁会胜利. 结果是:当 \(n\) 堆石子的数量异或和等于 \(0\) 时,先手必胜,否则先手必败. 来考虑口胡一个证明: 考虑异或和是 \(0\) 的意义. 异或和是 \(0\) 代表着对于所有石头数的每一位二…

题面 出现了,神仙题! 了解一点博弈论的话可以很容易转化题面:问$B$有多少种取(diu)石子的方式使得取后剩余石子异或值为零且取出的石子堆数是$d$的倍数 首先有个暴力做法:$dp[i][j][k]$表示到第$i$个为止取出来的石子数目模$d$等于$j$且剩下的石子异或和为$k$的方案数,然后就枚举转移啊=.= 发现时空复杂度好像都不能承受,不过可以尝试分析/优化一下.首先分析一波后发现时间复杂度其实是对的......只是我们需要将石子数从小到大排个序,这样一路异或下来异或到$i$时最大值不超…

题面 今天考试考了,于是开始糊学决策单调性DP 这是一个完全不会优化DP的人 决策单调性DP的一种优化方法是用单调队列优化 存下{左端点l,右端点r,最优决策点p}的三元组,按照单调队列的通常操作来说: (0.初始化,将整个序列丢进去) 1.弹队头:弹掉所有不合法的三元组(r<i的) 2.求答案,同时更新队头的左端点 3.弹队尾: ①如果队尾的决策点不如i优,说明队尾这整个三元组当前的决策点太靠前了,直接弹掉 ②当弹不掉时,根据决策单调性,队尾这个三元组后面的一部分决策点是i,前面的不是,二分出…

题面 考虑这个平方的实际意义,实际是说取两次取出一样的序列 那么设$dp[i][j][k][h]$表示第一次在上面取$i$个下面取$j$个,第二次在上面取$k$个下面取$h$个的方案数 等等$n^4$根本开不下+过不去啊=.= 发现$i,j,k$固定时$h$可以算出来,于是少一个$n$的复杂度 建议填表转移,每次从$dp[i][j][k]$转移过去,所以如果空间不够就把$i$滚掉 提示:被卡常的尝试统计的时候判一下是否有值就能过了... #include<cstdio> #include<…