10.2
考试：
1.数位DP 或者找规律
2.SB题，扫一遍找最大最小即可
3.莫比乌斯反演
出题人相出个数论和数据结构的综合题，但是找不到NOIP级别的，没办法只能忍痛割爱出个莫比乌斯，话说回来，莫比乌斯要是会了，其他的应该也就会了……(吧
看这个操作 1 n d v
相当于 (a[x] += v[gcd(x,n)=d])
(v[gcd(x,n) = d] = v [gcd(frac{x}{d},frac{n}{d})=1] = vsumlimits_{k|gcd(frac{x}{d},frac{n}{d})} mu(k) = vsumlimits_{k|frac{x}{d},k|frac{n}{d}} mu(k))
(=sumlimits_{k|frac{n}{d},kd|x} vmu(k))
如果按照操作来说我们现在其实就是枚举了所有的 (frac{n}{d}) 的约数 (k), 然后枚举所有 (kd) 的倍数，对应位置加上 (vmu(k)) 就行了。 查询 (O(1)) 查询
但是这样修改的复杂度太大，查询的复杂度太低，不妨让修改的时候枚举约数，查询的时候也枚举约数。也即我们修改的时候,新开一个数组 (f)，枚举约数之后只让 (kd) 加上 (vmu(k)) 查询的时候查询(sumlimits_{i=1}^nsumlimits_{d|i} f(d)=sumlimits_{d=1}^n f(d)lfloor frac{n}{d} floor)
后面的东西跟根号分块就行了，前面的东西始终是个区间和，单点修改区间求和，使用树状数组就可以了
时间复杂度$O（qsqrt{l}log l+ l log l） $
4.代码：
int mu[N],prime[N],vis[N],cnt,tot,p[N],l,m,val[N];
void add(int x,int v){
while(x<=l){
val[x]+=v; x+=x&(-x);
}
}
int ask(int pos){
int sum=0;
while(pos){
sum+=val[pos];
pos-=pos&(-pos);
}
return sum;
}
void yilin()
{
mu[1]=1;
for(int i=2;i<=200000;i++){
if(!vis[i]){
prime[++cnt]=i;
mu[i]=-1;
}
for(int j=1;j<=cnt;j++){
vis[i*prime[j]]=1;
if(i%prime[j]==0){
mu[i*prime[j]]=0;
break;
}
mu[i*prime[j]]=-mu[i];
}
}
}
int main(){
yilin();
while(1){
memset(val,0,sizeof(val));
printf("Case #%lld:
",++tot);
l=read(); m=read();
if(l==0 && m==0)break;
for(int i=1;i<=m;i++){
int opt,n,d,v; opt=read();
if(opt==1){
n=read(); d=read(); v=read();
if(n%d!=0)continue;
for(int k=1; k*k<=(n/d); k++)
{
if((n/d)%k==0)add(k*d,v*mu[k]);
if(k*k!=n/d)add( d*( (n/d)/k ),v*mu[(n/d)/k]);
}
}
else{
x=read();
int ans=0;
for(int l=1,r;l<=x;l=r+1){
r=min(x,x / (x / l));
ans+=(x/l) * ((ask(r)-ask(l-1));
}
printf("5d
",ans);
}
}
}
}
5.裴蜀定理
(ax+by=m)有整数解时当且仅当m是(gcd(a,b))的倍数。裴蜀等式有解时必然有无穷多个整数解，每组解x、y都称为裴蜀数，可用扩展欧几里得算法求得。
例如，12和42的最大公约数是6，则方程(12x+42y=6)有解。事实上有(-3)×12 + 1×42 = 6及4×12 + (-1)×42 =6。特别来说，方程 ax+by=1 有整数解当且仅当整数a和b互素。
6.数论分块
整除分块快速处理：(hugesum_{i=1}^{n}{lfloor frac{n}{i} floor})
通过打表找规律，可以发现 特定块的(lfloor frac{n}{i} floor)的值是相同的，假设起始位置为l,那么结束位置(lfloor frac{n}{lfloor frac{n}{l} floor} floor)
for(int l=1,r;l<=x;l=r+1){
r=min(x,x / (x / l));
ans+=(x/l) * ((ask(r)-ask(l-1));}
10.3
BZOJ 4879
对于每个点分三种情况
- 没走过这个点，有颜色，无解
- 走过这个点，有颜色，那么最早时刻在最后一次经过这个点之后
- 走过这个点，没颜色，那么最晚时刻在最后一次经过这个点之后
原问题变为了求最后一次经过某个点的时间
倒过来做变成第一次经过某个点的时间
一次操作无非就是横着擦一下或者竖着擦一下，先只考虑横着擦一下，我们把原图从上到下，从左到右编号，那么每次操作相当于把原序列中没有数字的部分都抹成某个数字，这个题就变成了BZOJ 疯狂的馒头，直接并查集找最右面的点就 OK 了
还有竖着的怎么半？分两次做，一次只做横着的，从上到下从左到右编号，一次只做竖着的从左到右从上到下编号，两次答案取交集就可以了
时间复杂度 (O( ext{union-find-set}))
即使你写的是 (nlog n) 也能通过测试数据，但是 (set) 模拟的做法大概率会 T
可以用最小生成树，建边从0~n.
10.4
1.能量项链 考虑中间的十分，每种颜色值出现了两次我们可以在一种颜色出现第一次的时候 +1， 出现第二次的时候 -1，那么前缀和相等的一对点一定可以成为一对分割点 ，如果颜色出现了不止一次的话，+1，-1显然不行
所以我们可以每次加减一个不同的很大整数来避免重复。
2.动态规划，每次倒着扫就行
3.树剖加DP
考虑这样一个问题，要怎么样的点才能满足三个点两两距离相等呢？
1、存在三个点有共同的 (lca)。
2、存在一个点，使得它到它两颗不同的子树种两点的距离为 (d) 且它存在 (d) 级祖先。
(f(x,i)) 表示以 (x) 为根的子树中，距离 (x) 为 (i) 的点数
(g(x,i)) 表示以 (x) 为根的子树中, 形如下图的的 ((a,b)) 数量
其中 (d) 可以是任意值（说白了就是都考虑进去），或者说只要在上面街上一个长度为 (i) 的边就可以构成一个合法的三元组。
考虑转移，枚举 (x) 的下一个儿子 (u)
(g(x,i) += f(x,i) imes f(u,i-1) + g(u,i+1))
(f(x,i) += f(u,i-1))
4.线段树 [POI2015]KIN 看电影
10.5
1.旅行者和火把问题，首先贪心有两种方式，一种是每次最快的运一个人再回来，第二种是前两个人先过去，最快的送火把回来，然后两个最慢的过去，次快的再回来，这样是运两个人，动态规划维护这个贪心，设(f[x])是从最后运到x位置的最小代价
第一种方案：(a[1]+a[i]+f[i+1])
第二种方案：(f[i+2]+a[1]+2*a[2]+a[i+1])
所以方程：(f[i]=min(a[1]+a[i]+f[i+1],f[i+2]+a[1]+2*a[2]+a[i+1]);)
注意特判，因为给出的按升序排列，所以当(n<=2)时直接输出(a[n]).
2.动态规划，
设(g[l][r][i][j])为将l~r删至剩下的数的最小值为i,最大值为j,的最小代价。
(f[l][r])为将l~r的序列全部删掉的最小总代价。
可以离散化一下
(g[l][r][min(i,w[r])][max(j,w[r])]=g[l][r-1][i][j]) 和前面的l~r-1放到一起删。
(g[l][r][i][j]=min(g[l][r][i][j],g[l][k][i][j]+f[k+1][r])) 和后面的k+1~r作为被包含子区间删去。
(f[l][r]=g[l][r][i][j]+a+b*(j-i)^2)
3.动态DP，
这个DP在树上进行，考虑轻重链剖分，设(f[i])为以i 为跟的字数满足条件的最小总代价
(f[i]= ext{min}(v[i],sumlimits_{i o j}f[j]))
由于需要DDP，所以转化为
设y 为x的重儿子，x的所有轻儿子的f之和为g[x],则有(f[x]= ext{min}(v[x],f[y]+g[x]))
接下来可以用矩阵转移这个东西，每个叶子结点的代价已知
0 f[u] * 0 a[x] = 0 f[x]
(infty) g[x]
第二行的转移结果不考虑
10.6
10.7
1.每次选三个，直接枚举所有情况，看哪个更优
2.概率DP
3.开一个bitset即可
代码：
#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<cstdlib>
#include<bitset>
#define N 10005
#define M 100005
using namespace std;
bitset<N> to[N];
bitset<N> vis,quan;
int f[N][N],a[N],n,m,ans=2147483647;
int main()
{
n=read(); m=read();
for(int i=1;i<=n;i++)quan[i]=1;
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=n;j++)f[i][j]=2147483647;
int x,y,c;
for(int i=1;i<=m;i++)
{
x=read();y=read();c=read();
if(f[x][y]==2147483647)a[x]++;
to[x][y]=1;
f[x][y]=min(f[x][y],c);
}
int mx;
for(int i=1;i<n;i++)
for(int j=i;j<=n;j++)
{
mx=0;
if(a[i]+a[j] < n)continue;
vis=to[i]|to[j];
if(vis != quan)continue;
for(int k=1;k<=n;k++) mx=max(mx,min(f[i][k],f[j][k]));
if(mx)ans=min(ans,mx);
}
if(ans==2147483647)puts("No solution");
else printf("%d
",ans);
}
/*
4 13
1 1 1
1 2 3
1 3 3
1 4 5
2 1 2
2 2 1
2 3 2
3 1 4
3 3 4
3 4 1
4 1 2
4 2 3
4 4 3
*/
对拍
while( ((double)clock()-yilr) / CLOCKS_PER_SEC < 0.75) dfs(1,0,++dep);
CLOCKS_PER_SEC 这个常数在Windows下等于1000
迭代加深搜会用
对拍程序：
#include<cstdio>
#include<ctime>
#include<iostream>
#include<cstdlib>
using namespace std;
int main()
{
int T=0;
while(1)
{
double t1=clock();
system("F:\random.exe");
double t2=clock();
system("F:\baoli.exe");
double t3=clock();
system("F:\sol.exe");
if(system("fc F:\baoli.out F:\sol.out"))
{
puts("yelir doesn't love you");
break;
}
else
printf("yelir love you,测试点 %d 总时间 %.0f",++T,（clock()-t1）/1000.0 );
}
return 0;
}
#include<cstdlib>
#include<cstdio>
#include<ctime>
using namespace std;
int main()
{
int T = 0;
while(1)
{
double ti = clock();
system("F:\random.exe");
double st = clock();
system("F:\baoli.exe");
double ed = clock();
system("F:\sol.exe");
if (system("fc F:\baoli.out F:\sol.out")) {
puts("Wrong Answer");
return 0;
}
else
{
printf("Accepted, 测试点 #%d, 用时 %.0lfms 总用时 %.0lfs
", ++ T, ed - st, (clock() - ti) / 1000);
}
}
}
各种排序
稳定的排序：
插入排序（直接插，二分插），冒泡排序，归并排序，基数排序，
不稳定的排序：
希尔排序，堆排序，快速排序，选择排序
yelir
1.注意撞关键字，比如next, end,y1,y2,x1,x2,j1,j2
2.注意超空间，时间问题，卡评测要专业
qsing2
1.是一道物理题，分三种情况，从高到低，从低到高，平跳，推式子即可
2.回声也就说明重复，可证最多重复一千次，然后建一棵Tire树，每次加入前查询，不必配直接返回即可。
3.线段树，当前点若没有人则赋为inf，单点修改，最后一问，可维护一下区间有多少学生，线段树区间求和即可，注意最后要从tail向前扫，因为他到队尾后还可能向队尾走，而且不一定总的队长为n+m，可能更长，而且注意build传参的范围，不是n，而是n+m.
#define N 20050
using namespace std;
int tr[20005005][2];
char s[2000];
int ans,tot,n;
inline void Insert(){
int k = 0;
for(int i = 0;i <= 1000;i ++){
int o = s[i] - '0';
if(!tr[k][o]) tr[k][o] = ++ tot;
k = tr[k][o];
}
}
inline int Ask() {
int k = 0,res = 0;
for(int i = 0;i <= 1000;i ++) {
int o = s[i] - '0';
if(!tr[k][o]) {
return res;
}
else k = tr[k][o],res ++;
}
return res;
}
int main() {
scanf("%d",&n);
for(int i = 1;i <= n;i ++) {
scanf("%s",s);
int len = strlen(s),cnt = 0;
for(int j = len;j <= 1000;j ++)
s[j] = s[cnt],cnt = (cnt + 1) % len;
ans = max(ans,Ask()); Insert();
}
printf("%d
",ans);
fclose(stdin); fclose(stdout);
return 0;
}