出一个合法括号序列,如果他的子段也是合法的括号序列,那么直接有一条边相连,问最后括号序列生成的图中有多少个连通分量. https://codeforces.com/contest/1726/problem/C 首先我们回到合法括号序列的定义: 首先空序列是合法的括号序列. 如果是A合法的括号序列,那么(A)也是合法的
拓扑图最长路 等于 背包问题求方案数 因为要求点不同 存在多条边同一情况 需要边判重(set) 拓扑求方案数 #include <iostream> #include <cstring> #include <algorithm> #include <unordered_set> using namespace std; typedef long long LL; const int N = 1e5+10,M=2e6+10;
联通分量：对于分量中的任意两个点u v 必然可以从u走到v 从v走到u 强连通分量：极大 强联通分量问题：一般可以 将任意一个有向图 转化为一个 有向无环图(dag 拓扑图) 通过 将所有联通分量缩成一个点 拓扑图： 最最短路可以通过递推变成线性的复杂度 通过dfs顺序来求强联通分量 对于没跳
【WC2005】双面棋盘 题目链接 这天做双面棋盘这道题，发现题解里面大多都是 LCT ，对于线段树套并查集的写法思路讲评很少而且不大清晰，因此有了这一篇题解。 维护联通块的数量，很容易联想到使用并查集，考虑暴力，用并查集记录每个点的连通性，最后统计块数即可。但是如果每次进行格子翻转的
题意：给定一个有向图，保证无重边自环，求将图中的每条边反向后强联通分量的个数是否会改变。 数据范围：$n$ $≤$ $1000$，$m$ $≤$ $200000$。 首先考虑一条边的影响。 因为一条边只能连接两个点，因此将一条边反向至多只能影响它两个端点在强联通分量里的变化，即整体增加一个强联通分量，或
written on 2022-04-22 传送门 这是一道很有价值的题目，也是同类型题目中一道基础题 题目所给条件可以转化为： 给定(a,c),(a,d),(b,c) 那么(b,d)自动出现 这些都是二元关系，二元关系一多，就是暗示我们要考虑建图。那么想象现在有四个点 \(a\) , \(b\) , \(c\) , \(d\) ，现在有一些无向
树分块 我们发现我们可以对序列分块，值域分块，时间分块，然后分块的本质就是把大小为 \(n\) 的一个集合划分为 \(O(\frac nB)\) 个大小为 \(O(B)\) 的块，所以我们可以对树也进行分块 转序列分块 一个非常 \(naive\) 的想法是我们求出树的 \(dfs\) 序，然后序列分块，这样可以保证： 1.一个点
题意 给定一张 \(n\) 个点的图，其中 \(i\) 和 \(j\) 两点间有 \(c_{i,j}\) 种边可以连。求把这 \(n\) 个点连成连通块的方案数是多少。 Solution 还是考虑拍在脸上的状压。 令 \(f_S\) 表示点集 \(S\) 中的点联通图的个数。如果我们考虑 \(c_{i,j}=1\)，那么容易想到这就是考虑有多少
Sample 使用 \(\rm Lagrange\) 乘数法来处理本题中最值问题。证明不会，过程就是列出被求最大值函数 \(f(p_1,\dots p_n)\) 表达式 \(\displaystyle2\sum_{i=1}^n ip_i(1-p_i)\)，由 \(\displaystyle\sum_{i=1}^n p_i=1\) 的限制将问题转化成 \(\displaystyle F(p_1,\dots p_n,\lambda
\(\large \text{Date: 7.6}\) 圆方树 \(\rm Notes\) 众所周知，在无向图中，存在若干的点双联通图。 点双联通图：图中任意两不同点之间都有至少两条点不重复的路径。 我们称这张图中所有原来的点叫“圆点”。接着，对于每一个原图中的点双联通子图，我们新开一个点，删去子图中原来的边，将这个
大量生成函数！ 大概是给出 \(n\) 个无向图大小，连边概率 \(\frac{1}{2}\) ，定义 \(G_1\times G_2=(V',E')\) 为图的乘积，然后最后求 \[V=\{(a_1,a_2...a_n)|a_1\in V_1,a_2\in V_2...a_n\in V_n\} \]\[E=\{((a_1,a_2...a_n),(b_1,b_2...b_n))|(a_1,b_1)\in E_1,(a_2,b_2)\in E_2..
1、查询本地端口是否被占用 netstat -nlp | grep [端口号] 2、查看应用程序的端口 ps -ef | grep [服务名] 3、测试本机和其他机器的联通性 telnet [IP] [端口号] 可联通： 不可联通： 参考：https://blog
Joe是E市的道路局局长，他正在筹划E市的道路建造计划。Joe将E市视为一个包含$n￥个点的图，点之间的边(道路)需要进行建造。他认为一个可行的道路建造方案需要满足以下条件： 将道路视为无向边，整张图无重边无自环 可以通过恰好一次操作使得图中存在一条欧拉回路(从某个点出发经过所有边恰
用户不允许在本地区使用该服务 解释：该上网账号不能在这里进行认证。 解决方法： 情况1：未开户情况下在宿舍使用网络。 解决方法：校园网上网账户需要开通（见上文"开户"），或者使用舍友已经开户了的上网账户。 情况2：在部分教学区域使用宽带服务。 解决方法：部分公共场所校园网仅允许使用教
随着以容器为核心的新一代应用承接平台的崛起，微服务正焕发出新的生命力。 经过长期的技术研究开发与应用实践，联通软研院最终确定了以服务网格（Service Mesh）为微服务的演进方向。上一期我们了解了联通服务网格的发展历程及应用变迁，本期我们将从未来规划的层面，更加深入地剖析服务网
平面图欧拉公式 对于任意联通平面图$G$,有$n-m+r=2$ 其中$n,m,r$分别是$G$的阶数,边数,面数 结论$2:$ $n-m+r=p+1$,$p$是联通块个数 上图联通块是$1$ 对于$P3776$的一个图 平面图转对偶图(也是平面图,求联通块个数) $n=11,m=10,r=2,n-m+r=p+1,p=2$
图的联通 无向图： G=（V，E） 有一条路径使u到v，则u，v是联通的。所以任意一个顶点和自身联通，任意一条边的两个端点联通。 若任意两个顶点联通，则G是连通图，这一性质叫连通性 H是G的一个子图，且不存在H\(\varsubsetneqq\)F\(\subseteq\)G且F为连通图，则H是G的一个连通块/连通分量（极大连通子图） 有
随着产业互联网的蓬勃发展，政企数字化转型和智能化升级的步伐不断加快，专网环境下的地图服务日益成为刚需。尤其是对地图安全性要求较高的政企用户，既需要把业务系统部署在数据安全性最大化的私有专网（如企业内网、公安网、视频专网等）环境中，又希望享受到与互联网环境下体验一致
最大流 直接网络流可以确定物品的分配的方案："[POI2010] MOS-Bridges"[1] 环的限制可以转化为二分图匹配："Luogu6061 [加油武汉]疫情调查"[2] 每条流量可以表示为一种不交的方案："Luogu3358 最长 k 可重区间集问题"[3] 扩域可以很好地解决冲突："Luogu3358 最长 k 可重区间集问题"[3:1
P3387 【模板】缩点 \(\rm Tarjan\) 算法求线性求强连通分量。 算法的核心在于时间戳和栈的维护。 我们将每个强连通分量缩成一个点，将得到一个有向无环图\(\rm DAG\)，就可以在上面跑\(\rm DP\)。 #include<bits/stdc++.h> #define rep(i,a,b) for(int i=a;i<=b;i++) #define pre(i,
Luogu7961 luogu7961. 设 \(f(i, j, k, l)\) 表示考虑前 \(i\) 位，放了 \(j\) 个数，后缀 \(k\) 个 \(1\)，状压 \(i\) 及前三位结果为 \(l\) 的权值和(无序)，转移平凡，最后分配顺序即可。 Luogu7962 luogu7962. 有经验的选手很快发现等价于交换差分数组，并不难发现差分数组一定是单谷的，证
问题描述 使用JSON.parseArray出现的情况 // 原始数据 [{"price":"121","num":"212","alertNum":"11","name":"1121 联通2G 5寸 16G 16G 300万像素 红 实施","spec":{"网络":"联通2G&qu
P3627 [APIO2009]抢掠计划 Solution： 首先这是一张有向图，点有点权，且给定一个起点，给定多个终点，询问从起点出发，在任意一个终点结束，所经过的点权和最大值 如果对于任意一条边，把它终点的点权作为该边的边权，那么只需从起点出发跑一个最长路就可以了 但问题是，边权都为正，一旦出现环，就无法
Description 定义一个联通图 \(S\) 的权值 \(w(S)\) 为最小生成树异或最大生成树。可以从一个点集 \(S\) 扩展到 \(T\)，代价为 \((|T|-|S|)\times w(T)\)，其中 \(S \subset T\)，并且 \(S\) 和 \(T\) 均为联通图。问随便选一个点开始扩展，扩展到全集的最小花费。 Solution
F 不妨前考虑 \(70 \%\) 的部分分，\(s\) 全部为 \(1\)。 首先可以发现这个问题之所以困难是因为同一个联通子树可能可以被多个中心节点导出。 因此，我们考虑对于一个合法的联通子树，在 一个 特殊的节点上将其统计，这样可以不重不漏的计算。 为了方便我们令 \(f(x, d)\) 为以 \(x\) 为
