题面传送门 UOJ是真的引领时代潮流。 首先显然有一个线段树维护区间单调栈的方法，但是是\(O(m\log ^2n)\)的并不够优秀。因为我们不需要知道区间的信息，我们只需要知道后缀的信息。 考虑离线，按照序列顺序从后往前维护时间轴，每次相当于区间取\(\min\)，以及单点询问被真正取\(\min\)的
再次体验到了挂分的乐趣。。。 Day 0 按理来说应该是要参加 笔试 的，结果和同学踢球错过了报名。。。于是咕了。。。 队友极假，三颗单刀一颗没进，无脑致敬斯特林，体验极差。。 Day 1 T1 面基之路 首先注意到 hehe 是肯定不会走回头路的，因为所有人速度都相同，走回头路不如站在一个地方等
暴露真实水平了，我该怎么办？？？ Day2 A 记 \(F(S)=\sum_{i\in S} a_i\)。 假如能找到两个集合 \(S,T\subseteq [n]\) 使得 \(S\neq T\land F(S)=F(T)\)，那么令 \(S\backslash (S\cap T)\) 中的元素为 \(1\)，\(T\backslash (S\cap T)\) 中的元素为 \(-1\)，其余元素为 \(0\)，这样就构造出了一
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
题面传送门 首先我们发现对强连通图不太好计数，那么我们对不要求弱联通的非强连通图计数会好做一点，然后用所有的方案减去即可。 容易发现这样的图缩点以后是一个DAG，则可以参照DAG计数的方法，每次枚举入度为\(0\)的点。具体的，我们设\(dp_{S1,S2}\)表示\(S1\)导出子图中入度为\(0\)的
啊啊啊，Div2 还是不会 F。 038 uoj#701. 关羽下象棋 039 uoj#702. 张飞卷精兵 040 uoj#703. 赵云八卦阵 041 uoj#704. 马超战潼关 042 uoj#705. 黄忠庆功宴
同为LOJ 2866 题目叙述 一共有 \(n\) 个触发器，每个触发器可以走到另一个器件。还有若干个开关，每个开关有两种出口。还有一个起点。 现在有一个球从起点出发，沿着线路走。开关有两种状态X和Y，如果在状态X必须走第一个出口，否则走第二个。一个开关被走一次之后会切换状态。现在 \(n\)
UOJ 题面传送门 首先考虑对于每个 \(i\)，\(b_i\) 可能的取值范围是什么，不难发现 \(b_i\in\{x|x=\operatorname{xor}\limits_{y\in S}y,S\subseteq\{1,2,3,\cdots,i\},i\in S\}\)，换句话，\(b_i\) 可能的取值范围为 \(\{1,2,3,\cdots,i-1\}\) 某个自己的异或和异或上 \(a_i\)。 由于涉
题面传送门 很容易发现这个题目的特殊点是打败一个敌人就可以加上它的能力值。 也就是说如果我们以\([2^i,2^{i+1}]\)分段，那么如果我们打败了一个段里面的一个敌人那么就可以上一个段。 不难想到对于每个段处理一个倍增数组，并在倍增时维护一个值\(G\)表示只有当前能力值小于等于\(
题面传送门 首先当除法中\(v=1\)可以直接舍去。否则每个数最多会被除\(logV\)次。所以暴力除就好了。 与操作可以线段树上每个节点维护这个区间内每一位有几个。然后懒标记下放即可。 时间复杂度\(O((nlogV+qlogn)logV)\)，但是因为\(logV=128,logn=18\)过不去。 考虑如何优化。可以
传送门 题意 给定一棵 \(n\) 个点的有根树。初始有 \(2\) 个人在根结点。每 \(1\) 秒内，每个人要么走向某个儿子，要么停在原地不动。当两人都在某个结点上时，其中一人可以立即传送到另一个人的位置上。最后要求每个结点都被至少经过一次，问总共花费的最小时间。 \(n \le 5\times10^6\)
Description 给定小写字母组成的字符串 \(S\)。定义 \(AB\) 表示字符串 \(A, B\) 拼接，\(A^n=A^{n-1}A\) 表示 \(A\) 复制 \(n\) 遍。求三元组 \((A, B, C)\) 的个数，满足 \(S\) 可以写成 \((AB)^i C\) 的形式。共 \(T\) 组数据。 Constraints \(1\le |S| \le 2^{20}, 1\le T\le 5\)
UR #5 | 怎样更有力气 最小生成树。 如果限制 \(>len\) 个，就暴力连边，与父亲缩起来，总共合并 \(n-1\) 次； 如果限制 \(\le len\) 个，就把路径上的点拿下来编号，做成并查集（用于删除），然后暴力 dfs 缩点 UR #5 | 怎样跑得更快 本质是想解决： \(\sum_{j=1}^{n} f(\gcd(i,j))g(i)h(j)x_j = b_i
Description 给定一场 \(n\) 个点，\(m\) 条边的有向图，你可以删去一些边，要求剩下的吐仍然强连通。求方案数 \(\bmod (10^9+7)\) 的值。 Hint \(1\le n\le 15, 0\le m\le n(n-1)\) Solution orz 神仙容斥 首先，根据正难则反的思路，合法方案数等于，总方案数 \(2^m\) 减去不合法方案数。不
Description 响应主旋律的号召，大家决定让这个班级充满爱，现在班级里面有 $n$ 个男生。 如果 $a$ 爱着 $b$，那么就相当于 $a$ 和 $b$ 之间有一条 $a \rightarrow b$ 的有向边。如果这 $n$ 个点的图是强联通的，那么就认为这个班级是充满爱的。 不幸的是，有一些不好的事情发生了，现在每一
【题目描述】： Czy喜欢将他的妹子们排成一队。假设他拥有N只妹纸，编号为1至N。Czy让他们站成一行，等待自己来派送营养餐。这些妹纸按照编号大小排列，并且由于它们都很想早点吃饭，于是就很可能出现多只妹纸挤在同一位置的情况(也就是说，如果我们认为妹纸位于数轴上，那么多只妹纸的位置坐标
四轮车 car ##【题目描述】： 在地图上散落着 n 个车轮，小 J 想用它们造一辆车。要求如下： 1. 一辆车需要四个车轮，且四个车轮构成一个正方形 2. 车轮不能移动 你需要计算有多少种造车的方案（两个方案不同当且仅当所用车轮不全相同，坐标相同的两个车轮视为不同车轮）。 ##【输入描述】：
【题目描述】： 经过不懈的努力，Hzwer召唤了很多陨石。已知Hzwer的地图上共有n个区域，且一开始的时候第i个陨石掉在了第i个区域。有电力喷射背包的ndsf很自豪，他认为搬陨石很容易，所以他将一些区域的陨石全搬到了另外一些区域。 在ndsf愉快的搬运过程中，Hzwer想知道一些陨石的信息。对于H
UOJ小清新题表 题目内容 UOJ链接 一句话题意：给出一个强联通的混合图，有一些有向边和无向边。删除一些边使其维持强联通的状态，求删边方案。 数据范围 \(1\leq n\leq 5000,0\leq m\leq 5000\) 思路 大水题，枚举边是否删除，每次直接dfs一遍看删除后边的两个端点是否联通。要是不能联通，则
题目描述 n,m<=5e5,x<=1e3 题解 想了一下就想出了log^2的，之后刚了一个下午尝试去掉一个log结果发现把set改成优先队列就过了 log^2的自然做法： 在线段树上挂加进去的数，如果下传的话时间会假，因此不下传标记 弹栈就单点查询，把经过的所有区间内时间最大的弹掉，第二大的就是新的值 弹掉
LINK：黎明前的巧克力 我发现 很多难的FWT的题 都和方程有关. 上次那个西行寺无余涅槃 也是各种解方程...(不过这个题至今还未理解。 考虑dp 容易想到f[i][j][k]表示 第一个人得到巧克力的状态为j 第二个人为k的方案数。 期望得分0。 观察状态转移和最终的目标状态 可以将状态降维
从这里开始 传送门 说好的 agc 045 题解去哪了 Problem A 元旦老人与汉诺塔 直接状压每个盘子在哪个柱子，记忆化搜索即可。 时间复杂度 O(能过)。 Code #include <bits/stdc++.h> using namespace std; typedef bool boolean; #define ull unsigned long long
显然，$sgcd(x,y)|gcd(x,y)$. 那么，$sgcd(x,y)=\frac{gcd(x,y)}{p[gcd(x,y)]}$ 其中 $p[x]$ 表示 $x$ 的最小非 1 质因子. 那么我们可以先把 $gcd(a[1],a[i])$ 都求出来，然后枚举这个最小质因子. 因为 $gcd(a[1],a[i])$ 一定都是 $a[1]$ 的因数，所以只需要预处理 $a[1]$ 的所有质因子就
题目传送门 传送门 还好比赛时没开这题。不然很可能队内互相开始丢 7.6k 的写题锅。 不难发现以下性质，证明用归纳法易证，或者比较平凡。 性质1 $n = a + b$ 级分形是 $a$ 级分形将其中的 o 和 x 替换为 $b$ 级分形。 性质2 $n$ 级 o 分形中所有的 o 连通，$
题目链接 http://uoj.ac/contest/51/problem/513 题解 好题。 考虑简化操作： 对于第二种操作，其实就可以等价于若干次单点操作，每次标记一个点，把和这个点相邻的边全部反转。即有用的操作只有 \(n\) 种。 对于第一种操作，众所周知一个无向图中所有的环都可以由若干个非树边覆盖的环异或
