山有木兮木有枝
心悦君兮君不知

可以发现大部分操作都是整体操作我们可以打全局 Lazy Tag。对于单点操作我们可以开 std::map 或哈希,但实测 std::mapstd::unordered_map、暴力哈希都过不去,最后只能写个哈希挂链表才卡进了 ......

需要注意几个细节:

  1. 如果需要乘以 0 的操作,那么打成 Lazy Tag 就会比较难维护,可以转化为全局赋 0 的操作。
  2. 读入的时候注意取模,虽然不注意这个你样例都过不去 ......

另外不要像我这个傻逼一样开着文件交了 N 多发 ...

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给定一个无向带权图,边权只有 A, B 两种,对于每个点 p \in [1, n] 求出 1 \rightarrow p 所有最小生成树中的最短距离。N \leq 70, M \leq 200

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胡一个比 Sooke 垃圾的多两只 \log 做法。

将树树剖,这样的话一条链就可以被分解为 \log n 个区间。如果对每个点开一棵线段树,相当于我们要给这条路径上每个点的线段树都修改上这 \log n 个区间。可以用标记永久化的线段树来完成修改,树上差分 + 线段树合并来完成链上加。

然鹅考场上写完暴力就只有不到 10 分钟了,这么清真的做法竟然没写,报警了 ......

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给定麻将的权值大小 n 和默认的 13 张手牌,求期望意义下的最小胡牌巡目数。

一道有意思的 DP 套 DP。发现如果我们可以知道 i 步后还未胡牌的方案数,就可以算出期望最小胡牌巡目数。

考虑一个判断牌是否可以胡的 DP:用 f[i][j][k][0/1] 表示对于权值 1 ~ i,预留了 j(i-1)iki,是否预留了一个对子的最大面子数。注意这样做是没法处理七对子的,但我们可以稍后特判。

显然,i 是多少与 DP 的转移没有关系,考虑建出一个自动机来维护转移。在自动机的节点上同时记录一下之前的牌可以凑出几个对子(注意不是预留)。显然一个节点是胡的当且仅当存在的对子数大于 7 或预留了一个对子且面子数大于等于 4。显然这个转移中会有大量重复节点,将他们压掉之后自动机上只有 2092 个点。

最后在自动机上 DP ,用 f[i][j][k] 表示当前枚举到权值为 i 的牌,到达自动机的 j 号点,其中自摸了 k 张牌的方案数。实现时可以滚动掉一维。

总时间复杂度 \mathcal O(n^2 \times K) 。其中 K = 2092

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首先可以发现,最后的结果一定是所有点 [1, n)n 连边。对于给定的图,其中已经有若干条从 n 连到一些其他点的边,通过这些边可以将原来的图分裂成若干个区间。对于一个区间 [l, r] ,仅存在边 l \leftrightarrow nr \leftrightarrow n,对于所有 i \in (l, r) 不存在 i \leftrightarrow n。显然对于 r - l > 1 的情况,我们一定可以在 (l, r) 的范围内找到一个点 u,使得 l \leftrightarrow uu \leftrightarrow r,从而将这个区间分裂为两个更小的区间 [l, u][u, r]

显然每做一次树上操作,一定会多一个点与 n 连边,显然这样做是最优的。考虑如何统计方案数:相当于每棵子树的根节点一定要在选择其子树前被选择;考虑对于子树根节点的选择序列,首位一定是根节点,后面部分即将两棵子树的序列归并起来的值,即 \displaystyle \frac {(\operatorname{size}(lc) + \operatorname{size}(rc))!} {\operatorname{size}(lc)! \cdot \operatorname{size}(rc)!} 。最后的答案即若干棵子树合并起来的值。

考虑修改操作,我们依然可以在树上方便的维护。对于一次修改 (a, c) ,我们可以方便地求出 (b, d),然后根据 d 分类讨论。

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要求维护一棵树,支持:

  • 给定 x, y, w,其中 w \in \{-1, 1\},将 xy 链上所有点权加上 w
  • 给定 x, y,查询 xy 的链上点权大于 0 的点的个数
  • 给定 x,查询 x 的子树内点权大于 0 的点的个数

n \leq 100000,时限 2s 。

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