昨天的
A. 战略游戏
题意：n个点的树，选出k个无序点对，走路径，要求每条边满足（被所有经过）或（只被一个经过）或（不经过），且被所有经过的边个数>0，求方案数。n,k<=1e5
暴力枚举都没想到，枚举经过所有的路径的两个端点x,y，答案为分别在x和y的不同子树中选k个的方案数乘积之和。
也可以选到x和y的根，所以枚举有多少没有选到根，乘上A(k,i)，求和。
考虑能不能预处理x的不同子树选k个的方案数(f[x])，构造生成函数(F(x)=prod(sz_ux+1))，可以分治fft求解
那么(f[x]=sum [x_i]F(x)A(k,i))
统计答案有两种：
x,y无祖先关系：树形dp
有祖先关系：不同在于，较浅的点的f包含了y所在的子树而不包含父亲。方案的变化为(frac{(n-sz_u)x+1}{sz_vx+1})，都是一次多项式，模拟竖式做除(O(degree))。
设变化后的多项式(G(x)=F(x)frac{(n-sz_u)x+1}{sz_vx+1})，那么如果把(G(x))都处理出来复杂度不对。
但是可知(u)的(sz_v)不同取值只有(sqrt{sz_u})种，所以复杂度是(nsqrt n)
B. 小b爱取模
区间加转化为差分。
直接差分就能得到一组解，但由于是模k意义下，不一定最优。
-x=-x+k，所以一个点既可以是左端点也可以是右端点
答案统计放在左端点，也就要贪心使得右端点更多。
所以默认都作为右端点，当前缀和<0的时候，从前边选当前还能选的最大的a，反转为左端点。
C. 小b爱实数
(ans=min(|f-frac{s_r-s_l}{r-l}|)=min(|frac{(s_r-rf)-(s_l-lr)}{r-l}|))
如果把((i,s_i-if))视为二维坐标系上的点
要求的就是最小斜率，按纵坐标排序，答案一定在相邻的点间。
今天的
A. circle
当k个点中也存在环那么无解
不然问题可以简化为：n个黑白点，黑白各自形成DAG，求删掉最少的黑点使得整体形成DAG
竞赛图形成DAG，只有一种形态，一条链，每个点向其后边所有点的点连边。
可以求出黑白各自的拓扑序，一定唯一。
有环那么一定是很多三元环组成，颜色有两种组合，白-黑-白这样的黑点必须删掉。
否则对于一个还存在的黑点，其与白点的连边按拓扑序增大方向一定是 入-入-入-出-出-出，设第一个出为L[x]
那么最多保留的黑点数其实就是L的LIS。必须删的点可以用L<=R判断
C. simulate
优化模拟。
发现顺序是不重要的，可以不按照轮为阶段模拟。
从1->n枚举i，保证<i的只有01，计算i对于左侧的贡献，而把对右侧的放到i+1上先不管。
当a[i]>=2时分情况讨论:
1.左侧有0：把最近的0右移一格,--a[i],++a[i+1]
2.左侧无0：a[1]=0,--a[i],++a[i+1]
3.i-1为0：a[i+1]=1,a[i]-=2,++a[i+1]
用栈记录0的位置，对于1接3操作直接计算右移次数。
复杂度为(O(n))