众所周知
水题就是我这种蒟蒻做不出来的题
注：夹杂着口胡，请慎重食用
hihocoder1751：
蒟蒻的想法：枚举$i$在第$j$位的贡献，即$sumlimits_{i} sumlimits_{j} inom{i - 1}{j - 1} * (j - 1)! * (n - j)!$
然而并不能优化到$O(n)$
考虑从大到小插入数，那么插入$i$时，有$(i - 1)! * n^{underline{i}}$的贡献
即$sum (i - 1)! * n^{underline{i}}$
化简后为$n! sum frac{1}{i}$
hihocoder1750：$r - l leq 10^6$，对$[l, r]$内的所有数进行试除，暴力判断因子个数即可
hihocoder1746：分$a$是不是$b$的祖先判断一下，然后取去除$a, b$端的子树相乘即可
hihocoder1743：状压$2^k$然后套个矩阵快速幂即可
hihocoder1738：线段树优化建图后拓扑图dp
hihocoder1730：并查集维护相同，set维护不同，启发式合并set
hihocoder1726：二分找到答案所在的间隙后，加加减减输出即可
hihocoder1722：
考虑two-pointer，维护最小值和最大值指针，随着最小值指针的递增，那么最大值指针也会递增
可以在$O(nm)$的时间内维护每行中有多少个数出现，然后更新即可
hihocoder1718：把要求的序列分为3段去dp，转移时用线段树优化即可
hihocoder1714：设$f[i][0 / 1]$表示第$i$个来了或者没来的最大酒量，然后去dp
hihocoder1711：
发现两个评论框只要撞到了一起，那么久永远在一起了，并且一个评论框只会被撞一次
我们可以用带权并查集维护一个联通块内的距离，用set维护全局的联通块
hihocoder1710：拿线段树直接维护左右最长等差连续子序列和公差即可
hihocoder1706：
$f[i][j]$表示选出$i$个数，其中有$j$个2没有匹配时，某尾最多有几个零
相应地有$g[i][j]$表示有$j$个5没有匹配，转移时注意一下即可
hihocoder1703：
中序遍历：左中右，前序遍历：中左右
实际上确定字典序的过程相当于枚举根，枚举根后只要确定左右的不同的二叉树的形态，这是两个卡特兰数相乘
然后每一位慢慢确定就行
hihocoder1702：定义$f[x][y][k][0 / 1]$，为到$(x, y)$时，转了$k$次弯，现在向右还是向下走的最小代价，然后转移即可
hihocoder1698：
枚举刷了几天的题，之后为了保证顺序，乘上$a! * b!$后再划分即可
最终式子$sumlimits_{j} (n - j - 1) * a! * b! * inom{b - 1}{j - 1} * inom{a - 1}{n - j - 1}$
（没有细算，弄错了不要怪我
hihocoder1695：
先写个爆搜打个表，然后OEIS一下就可以发现规律
顺便膜一波证明：orz
hihocoder1693：
$i < j$，$A_i > A_j$，枚举数位一个维，三维问题，$O(n log^2 n)$解决
有没有更优美的解法呢？
hihocoder1692：
看着很迷，然而很简单
先枚举分母是谁，之后对每个分母判断离$k$最近的分子是谁，复杂度$O(n^2 log k)$
hihocoder1689：
先二分一个答案$v$
把$v$之前的边建出来后，看下能不能从$1$走到$n$或者从$n$走到$1$
hihocoder1685：
先枚举上边界和下边界，之后问题转化为1维问题
即求最大的$j - i + 1$使得$s[j] - s[i - 1] >= 0$，这个可以从左往右扫带个树状数组解决
复杂度$O(n^3 log n)$，hihocoder机子跑得快...
hihocoder1684：一个很裸的最长下降子序列
hihocoder1680：
真乱搞题.....直接确定出是落在每一层的哪个字母更新下来的区间中
往下转移的时候，由于一个字母最多变3个，暴力一下就好了....
hihocoder1677：平衡树裸题
hihocoder1673：
看起来就很套路....如果一个2 * 2的小矩阵都01间隔，那么给左上角赋值1
用悬线法做最大子矩阵即可，一些细节再判一下，复杂度$O(nm)$
hihocoder1672：
先把所有的包含区间去掉
那么我们一定会形成一个随着左端点递增，右端点递增的区间组
然后从头开始放整数，只需要放开头和结尾
hihocoder1665：需要一个支持区间查最大值和区间覆盖（值域递增）的数据结构，线段树即可
hihocoder1664：最大子矩阵和最大子正方形有什么区别呢？所以同1873
hihocoder1660：计算几何？？？
hichocoder1656：
某弱的做法：如果查询串为$(S, T)$，即查询前缀$S$和后缀$T$，那么转化为$S$ + # + $rev(T)$，其中$rev(T)$为$T$的反串
插入的时候，把一个串$S$，分成$|S|$个前缀$+ $# $+ rev(S)$，然后查询即可
复杂度$O(100 * n + 10 * m)$
空间复杂度$O(26 * 20 * 100 * n)$
另一种做法：考虑把所有的串和反串插入$Trie$树
那么，询问$(S, T)$在树上可以对应两个节点$(x, y)$
树上有答案的节点对只有$n * 10 * 10$个，我们可以直接预处理出来，用$set$存着
每次询问只需在树上匹配，然后调用$set$的值即可
可以考虑把$set$换成$hash$，复杂度能做到，时间$O(10 * 10 * n)$，空间$O(10 * 10 * n)$
hihocoder1655：
先二分一个答案$v$，考虑怎么判断
也就是求$sum [gcd(i, n) = 1]$
对其莫比乌斯反演，得到$sum [d | n] mu(d) * frac{m}{d}$
可以得到$n$的质因子后套用上式计算
复杂度$O(sqrt {n} log n)$
hihocoder1652：咕咕咕咕咕咕咕咕
hihocoder1651：令$f[i][j]$表示$dp$到了第$i$位时，前面一共有$j$个相同的串的方案数，然后转移一下即可