被杀爆哩 /ll 首先很明显，这个 \(\text{lim}\) 是 \(\log\) 级别的，那么我们考虑对每个二进制位进行询问，即，考虑每个二进制位，问一遍该二进制位为 \(1\) 的那些边，再问一遍该二进制位为偶数的边，这样对于一个点 \(x\) 而言，对于与其距离 \(\ge 2\) 的某个点 \(y\)，假设 \(x,y\) 路径上的两
图 定义：一个图G是一个二元组，即序偶<V,E>，或记作G=<V,E> ，其中V是有限非空集合，称为G的顶点集,V中的元素称为顶点或结点；E称为 G的边的集合，所有的边ei都属于E，都有v中的结点与之对应，称ei为 G的边。 基本概念：有向图：每条边都是有向边的图；无向图：每条边都是无向边的图；混合图：在一个图中，有
Tag & Difficulty Sol 难度纯粹个人评价。 02.01 3620 Tag & Difficulty Tag: observation | Difficulty: 2400 Sol codeplus 和 HDU 多校都出现过的原题 /fn 但是线性做法其实还是有点水平的。 先枚举绝对众数是谁，把非绝对众数改成 -1，绝对众数改成 1，那么需要计算的就是和大于
题意： 定义独立边集：集合中任两边无公共端点；独立点集：集合中任两点没有边直接相连。在一个有3n个点和m条边的图中找一个大小为n的独立边集或独立点集。 n <= 1e5，m <= 5e5，无自环和重边 思路： 先找独立边集：遍历每条边，如果某条边的两端点都没用过就取。如果找到了至少n条边就直接输出。
期望的线性性质：\(\displaystyle\sum E_{x->y}=E_{x->x+1}+E_{x+1->x+2}+...+E_{y-1->y}=\sum_{i=x}^{y-1}E_{i->i+1}\) 设 \(d_i=i\) 的返祖边条数。\(E_i\) 为 \(i\) 的返祖边集。 \(E_{x->x+1}=\dfrac{1}{d_x+1}+\dfrac{1}{d_x+1}\displaystyle\sum_{(x,y)\in
5. 边集数组简介： 边集数组由两个一维数组构成： 1.） 一个存储顶点信息。 2.） 一个存储边的信息，这个边数组每个数据元素由一条边的起点下标（begin）、终点下标（end）、和权（weight）组成。 2. 边集数组适用场景： 边集数组关注的是边的集合，在边集数组中要查找一个顶点的度需要扫描整个边
Link Description 有 \(n-1\) 个边集，从每个边集里选一条边，使得有 \(n\) 个点的图 \(G\) 连通，求方案数。 Solution 如果直接把所有边建好矩阵跑 Matrix-tree 的话，可能会有多条边来自同一边集，同时有些边集没有选到。所以强制不选其中 \(k\) 个边集的边，然后建图，每次都跑 Matrix-tree，
开始挖 tzc 遗产（？ 这好像是上个赛季的一个 jxd 作业。 首先直接 BFS 肯定是不行的，因为你会一边走边会一边增加，那就要加一维步数，那肯定吃不消的。 显然，边集只有 \(\mathrm O(m)\) 种，而且对应着若干个连续的时间段。我们不妨枚举最优答案的最后一步是在哪个时间段里面。然后对于每个
GYM102412D The Jump from Height of Self-importance to Height of IQ Level 给定一个长为 \(n\) ( \(n\leq1.2\times10^5\) ) 的排列 \(p_i\) ，执行 \(q\) ( \(q\leq1.2\times10^5\) ) 次操作，每次操作是取出一个区间并插入另一个位置。在每次操作后，回答排列中是否存在长为 \(3\)
今天小孱弱弱像往常一样码，克鲁斯卡尔算法中的边集数组，由于比较冷门，网上几乎找不到邻接矩阵转化边集数组的信息，于是小孱弱鼓起勇气写一篇，帮助有需要的人。 为了保证时间复杂度不能太高，我们在遍历邻接矩阵时，由于是无向图，我们只需遍历左下三角形就ok，瞬间复杂度降低一大块，再往下
好好难难 T1 似乎是四分图染色。 然而并没有那么麻烦。 我们考虑原图\(G\)的一个边集\(T\)为其的一个生成树。 那么剩余边集设为\(H=G-T\)。 树必然可以二分图染色。 那么如果\(H\)也可以二分图染色的话。 我们将染色的四种情况一一对应为四种颜色即可。 否则那么\(H\)中必然存在
数据结构-图 定义 图是一些顶点的集合，这些顶点通过一些边想连接，顶点用圈表示，边通过线表示，是一个多对多的数据结构。 可以拆分，就是点集V和边集E的集合。 特点 边可以是有方向的，只能单向前进，也可能是双向的，可以来回运动，也有的边带有权重，模拟为长度什么的物理量。 存储方式 邻接表
设G=（V，E）是无向连通带权图，V={1，2，…，n}； 设最小生成树T=（V，TE），该树的初始状态为只有n个顶点而无边的非连通图T=（V，{}），Kruskal算法将这n个顶点看成是n个孤立的连通分支。 它首先将所有的边按权值从小到大排序，然后只要T中选中的边数不到n-1，就做如下的贪心选择： 在边集E中选取权值最小的边（i，j），如
参考自https://blog.csdn.net/ACdreamers/article/details/16902023 对于前向星，我的理解就是将边集按照起点顺序进行排序后存储，没有将终点也进行排序的必要（遍历由某一起点发出的边时无所谓顺序）。同时head[u]记录以u为起点的边集在数组中的第一个（读入时首次出现）存
图的基本概念 图G由顶点集V和边集E组成， 记为G = （V，E），其中V（G）表示图G中顶点的有限非空集；E(G)表示图G中顶点之间的关系（边）的集合。若V = { v1, v2, v3,..., vn}，则用|V|表示图G中顶点的个数，也称图的阶， E = {（u， v）| u ∈ V，v ∈ V}，用|E|表示图G的边的条数。
1. 最大匹配: 任意两边都不相邻的边集叫做图的匹配, 最大的边集为最大匹配 一般图用带花树, 二分图用匈牙利$O(nm)$, dinic $O(m\sqrt{n})$ 带权匹配: 2. 最小点覆盖: 最小的点集S, 使得每条边至少有一个端点在S内. 一般图似乎是NPC的. 二分图最小点覆盖=最大匹配 3. 最小边
题面： 题目大意：给你一张有向图，求1到n的第k短路 $K$短路模板题 假设整个图的边集为$G$ 首先建出以点$n$为根的，沿反向边跑的最短路树，设这些边构成了边集$T$ 那么每个点沿着树边走到点$n$，它对于答案的贡献为0 我们加入一条非树边，它对于答案的贡献就是$delta(u,v)=dis[v]+e(u,v)-dis[u]$
题意： task0，给定两棵树T1，T2，取它们公共边(两端点相同)加入一张新的图，记新图连通块个数为x，求yx。 task1，给定T1，求所有T2的task0之和。 task2，求所有T1的task1之和。 解：task0，显然按照题意模拟即可。 task1，对某个T2，设有k条边相同，那么连通块数就是n - k。要求的就是 对于每个T2，前面yn都是
