link Description 懒得写了. Solution 设 \(f(x)\) 表示对于一个位置操作了 \(x\) 次后刚好变为 \(1\) 的方案数,可以看出的是 \(f(x)\) 同样也是对于一个位置在操作了 \(x-1\) 次后仍没有变为 \(1\) 的方案数. 可以想到的是,第 \(i\) 个位置结束的方案数就是: \[\sum_{x=0} f(x+1)^{i-1}f(x)^{k-i+1} \] 考虑如何求 \(f(x)\) ,可以想到 \(f(x)\) 对应的是:有 \(m\)…

[题解]HDU5845 Best Division (trie树) 题意:给定你一个序列(三个参数来根),然后请你划分子段.在每段子段长度小于等于\(L\)且子段的异或和\(\le x\)的情况下最大化分出子段的个数 区间/子段/序列这种东西一大性质就是右端点之后与前面无关. \(dp(i)\)表示上一个右端点是\(i\)且前面分出来的子段都满足条件的最多子段个数. 直接转移\(O(n^2)\)考虑优化这个东西,子段转前缀和是应该记起来的套路,现在问题就是变成查询两个前缀和的异或值是否满足条件.…

Given two integers, a and b, you should check whether a is divisible by b or not. We know that an integer a is divisible by an integer b if and only if there exists an integer c such that a = b * c. Input Input starts with an integer T (≤ 525), denot…

http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=3480 将一列数划分成几个集合,这些集合的并集为该数列,求每个数列的(最大值-最小值)^2的和的最小值. 简单的dp都会写,就不讲了. 然后就是四边形优化了,参考:https://blog.csdn.net/noiau/article/details/72514812 事实上四边形优化的条件一般是靠打表打出来的. 于是简单记录下吧: 先排序. 设dp[i][j]为前j个数划分成i个集合的最小值,cost[i][…

传送门 当我打开比赛界面的时候所有题目都已经被一血了-- BINXOR 直接把异或之后二进制最多和最少能有多少个\(1\)算出来,在这个范围内枚举,组合数算一下就行了.注意\(1\)的个数是\(2\)个\(2\)个变的 //quming #include<bits/stdc++.h> #define R register #define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i) #define fd(i,a,b) for(R int i=(a)…

传送门 AFO前的最后一场CC了--好好打吧-- \(SIMGAM\) 偶数行的必定两人平分,所以只要抢奇数行中间那个就行了 这题怎么被爆破了 //quming #include<bits/stdc++.h> #define R register #define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i) #define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i) #define go(u) for…

题面 \(CIRMERGE\) 破环成链搞个裸的区间\(dp\)就行了 //quming #include<bits/stdc++.h> #define R register #define fp(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)+1;i<I;++i) #define fd(i,a,b) for(R int i=(a),I=(b)-1;i>I;--i) #define go(u) for(int i=head[u],v=e[i].v;i;i=e[i].nx,…

题意:求最大的正整数 \(x\) ,使 \(x \mid p且q \nmid x\) . 首先,当 \(q \nmid p\) ,显然取 \(x=p\) 是最优解. 现在,我们考虑 \(q \mid p\) 的情况. 考虑对 \(q\) 分解质因数,设 \(q=p_1^{a_1} \times p_2^{a_2}\times \cdots \times p_n^{a_n}\) . 那么,\(x\) 不为 \(q\) 的倍数,当且仅当 \(\exists i\),使得 \(x\) 分解质因数后 \…

将题意转换为一开始\(t = 0\),第\(i\)个操作是令\(t \leftarrow (a_i + 1) t + (a_i + b_i + 1)\).记\(A_i = a_i + 1, B_i = a_i + b_i + 1\).问经过最多经过多少次操作后才能使得进行完这些操作后\(t \leq T\)仍然满足. 我们先推一个贪心性质: 若先进行\(i\)操作,再进行\(j\)操作时满足条件,且\(\frac{A_i - 1}{B_i} < \frac{A_j - 1}{B_j}\),则可以…

首先,我们将题目理解成若\(i\)与\(j\)距离恰好为\(3\),则不可能\(p_i \equiv p_j \equiv 1 \space or \space 2 (\bmod 3)\).这就相当于我们要构造一个大小为\([\frac{n + 1}{3}]\)的点集\(A_2\),用来放所有模3余2的数,再构造一个大小为\([\frac{n + 2}{3}]\)的点集\(A_1\),用来放所有模3余1的数.需要满足这两个集合交集为空,且若\(i\)与\(j\)距离为\(3\),则它们不在同一个…