LINK：LCM T组数据,\(T\leq 10000\)\(A,B\leq 4000000\) 简述一下这道题的式子:A,B用n,m来代替\(\sum_{i=1}{n}\sum_{j=1}^{m}\mu((i,j))^2LCM(i,j)\) 我们可以简单推式子 推出： \(\sum_{w=1}^{n}w\cdot S(\frac{m}{w})\cdot S(\frac{n}{w})\cdot\sum_{x|w}x\cdot\mu(x)\mu(\frac{w
设 \(f_i\) 为前 \(i\) 位能由多少种方案组成 那么要么就是正常的得到方式，可以由 \(f_{i-1}\) 转移来，方案数为 \(f_{i-1} \times cnt_{s_i}\) 错误的得到方式就由 \(f_{i-2}\) 转移得来，方案数为 \(f_{i-2} \times cnt_{s_{i-1}, s_i}\) #include <bits/stdc++.h> #define pb push_
两种操作： 1.查询与树上结点x距离不超过k的结点权值之和 2.将结点x的权值修改为y 点分树模板题。 首先考虑一种比较暴力的做法：用树形dp的思想，将树转化成有根树，设f[u][k]为结点u子树下与其距离不超过k的点权和，则ans(x,k)=f[u][k]+f[fa[u]][k-1]-f[u][k-2]+f[fa[fa[u]]][k-2]-f[fa[u]
LINK：bzoj 3065 带插入区间K小值 最终还是想把这道题给A掉。很久以前都思考过的题目了 结果都是败北。 这道题可以块状链表来写 但是我曾经学的块状链表忘了 也好像很难写的样子。。 考虑树套树 由于带插入必然使用平衡树这个数据结构来做，考虑区间第k大 首选主席树。 我们平衡树保
题目大意 某市是一个被分成$Htimes W$块区域的长方形，每个区域都是建筑物、原野、墙壁之一。建筑物的区域有$P$个，编号为$1dots P$。只有建筑物和原野能够进入，而且每次只能走到相邻的区域中，且不能移动到市外。现在需要在各个建筑物之间往返。在原野上每走过一个区域都需要$1$单位的
目录 @description@ @solution@ @accepted code@ @details@ @description@ 给定序列 F：\(F_0 = 1, F_1 =1, F_n = F_{n-1} + F_{n-2} (n > 1)\) 给定 n, k, p，保证 p 为质数且 p 除以 k 的余数为 1。求： \[\sum_{i=0}^{\lfloor \frac{n}{k} \rfloor}C_{n}^{ik}\times F_{ik}\]
目录 @description@ @solution@ @accepted code@ @details@ @description@ 从未来过绍兴的小D有幸参加了Winter Camp 2008,他被这座历史名城的秀从未来过绍兴的小D有幸参加了Winter Camp 2008,他被这座历史名城的秀丽风景所吸引，强烈要求游览绍兴及其周边的所有景点。 主办
对于每一个左端点，考虑其右边那些能更新答案的点 先考虑在其右边且值比当前大的，小的可以将值翻转后做一遍 即对左端点 \(i\)，找到 \(j>i\) 满足 \(a_j>a_i\) 首先找到一个 \(j\)，下次在 \(j\) 右边找到一个 \(k\) 满足 \(a_j > a_k > a_i\) 但是这样的点对还是有很多，考虑找下个 \(k\)
看到式子的形式，可以想到斐波那契数列的通项的形式 设 \(f_n = \left(\dfrac{b+\sqrt d}{2}\right)^n + \left(\dfrac{b-\sqrt d}{2}\right)^n\) 这两个是方程 \(x^2-bx+\dfrac{b^2-d}{4}=0\) 的两根 根据特征方程及特征根可以得到递推式 \[f_n=bf_{n-1}-\frac{b^2-d}{4}f_{n-2}\]
维护一个栈，从任意一个节点开始 dfs，在回溯时加入到栈中。 dfs每一个子树之后，若相对于刚进入该节点时栈的大小，新增加的节点超过 B，就将它们分为一块 这样分完保证不超过 2B，而整个dfs结束之后，若栈中还有节点，就把它们归为最后一块 #include <bits/stdc++.h> #define pb push_back #defi
题目 这是一道比较裸的二维hash题目，题解出自进阶书。 思路就是列与列之间相乘p[1]，行与行之间相乘p[n]，其实挺好理解的，就是你把每一行的数都按顺序放在第一行后面求得的hash值就是这些，然后离线操作。 #include<bits/stdc++.h> #define ll long long #define ull unsigned long
BZOJ 2127 Happiness （默认题面是 wyy PPT里面的题面） 我们先考虑两个人的情况，如果只有两个人，考虑从 $ s $ 向它们连边，割掉表示帮，再从它们向 $ t $ 连边，表示不帮。同时如果两个人没有选择相同的行为，我们认为这样会产生损失，注意到如果两个人选择的行为不一样，如果我们把这两个人之间连
BZOJ 1497 [NOI2006]最大获利 从原点向每个中转站建立容量为 $ p_i $ 的边，再从中转站向以它作为条件的用户群建立 $ +\infin $ 的边，最后从用户群向汇点建立 $ c_i $ 的边，医院的权值和 - 最小割就是答案。 为什么这样是对的呢？考虑我们满足一个用户组的需求，无非就是不要这个需求（割掉
Description 小R最近遇上了大麻烦，他的程序设计挂科了。于是他只好找程设老师求情。善良的程设老师答应不挂他，但是要 求小R帮助他一起解决一个难题。问题是这样的，程设老师最近要进行一项邪恶的实验来证明P=NP，这个实验一共 持续n天，第i天需要a[i]个研究生来给他搬砖。研究生毕竟也是
初始给定一个长度为n的数列，给定m次操作，每次要么询问区间[L,R]中有多少种不同的数字，要么修改一个位置的数值。 n<=1e4,m<=1e4,ai<=1e6 询问区间内有多少种不同的数字容易联想到主席树，这边带修改的话那么就树套树了 先回顾一下如果不带修改怎么做，一种做法是对每个位置维护上一个跟当
题目 求\(\sum_{i=1}^n[(i,n)=1]i^m\)。\(n\)非常大，以质因数分解后的形式给出。 随手反演一波，上面那个式子就是 \[\sum_{d|n}\mu(d)\sum_{i=1}^{\frac{n}{d}}(i\times d)^m=\sum_{d|n}\mu(d)d^m\sum_{i=1}^{\frac{n}{d}}i^m\] 我们发现这有一个自然数幂次方和，众所周知这是一个\(m+
code: #include <cstring> #include <cstdio> #include <algorithm> #define N 303 #define mod 1000000007 #define ll long long #define setIO(s) freopen(s".in","r",stdin) using namespace std; char S[N]; int
犯了个睿智错误调了30min真是吃**了 首先由于\(Ax\times By-Ay\times Bx\not =0\)，那么我们显然可以把两种走法看作基底，每个点都可以表示成两种走法的次数的有序数对 显然这种表示法是唯一的（如果存在的话） 那么原来的问题其实就变成一般的坐标系上走路了，只能向上和向右，不能经过障碍
小清新数学题，全是套路真是舒适无比的说 我们先化一下式子： \[ans=\sum_{i=1}^n [\gcd(i,n)==1] i^d\] \[=\sum_{i=1}^n \sum_{t|i,t|n} \mu(t) \times i^d\] \[=\sum_{t|n}\mu(t) \sum_{i=1}^{\frac{n}{d}} (it)^d\] \[=\sum_{t|n}\mu(t)\times t^d\times \sum_{i=1}^{\frac{n}
$$\sum_{i=1}^{n}\sum_{j=1}^{m}\sigma_{1}(\gcd(i, j))[\sigma_1(\gcd(i,j))\leq a]$$首先忽略 $\sigma_1(\gcd(i,j))\leq a$ 的限制即求$$\sum_{i=1}^{n}\sum_{j=1}^{m}\sigma_{1}(\gcd(i, j))$$$$=\sum_{d=1}^{\min\{n,m\}}\sigma_{1}(d)\sum_{i=1}^{n}\sum_
1 #include<iostream> 2 #include<cstdio> 3 #include<cstring> 4 #include<algorithm> 5 using namespace std; 6 int c[50005],tr,tl,f[30][50005],a[50005],s,n,k; 7 void del(int x) 8 { 9 while (x<=n) 10 { 11 c[x
[BZOJ 2865]字符串识别(后缀数组+线段树) 题面 给定一个字符串S，与一个整数K，定义S的子串T=S(i, j)是关于第K位的识别子串，满足以下两个条件： 1、i≤K≤j。 2、子串T只在S中出现过一次。 现在，给定S，XX希望知道对于S的每一位，最短的识别子串长度是多少． \(|S| \leq 5 \times 10^5\) 分析
好仙的题目啊，本来是KMP里的题但最后该用的地方被我用Hash艹过去了算了反正这不是这道题的重点 考虑一个暴力的想法，我们把所有串扔进一个AC自动机里，然后在fail树上跑DP，假设\(f_x\)表示节点\(x\)表示的状态出现的概率为\(x\)，那么有： \[f_{ch_{x,i}}=\sum_{i=0}^1 \frac{1}{2}\times f
数据结构优化建图的网络流，还需要Dsu on tree和可持久化，但也不大难写 很容易想出暴力的做法，把操作和音符看作二分图，然后就是求一个最大匹配，转化一下就是一个最大流 此时的边数目是\(O(nm)\)的，显然需要优化边数 树上子树内信息的维护般就那么几种，这里DFS+主席树上树无法维护（因为颜色
超级SB题，写题解纯粹是为了水博客，刚开始WA了一发因为又被题意杀了，我以为不连通就不能同时转（脑洞清奇） 首先我们容易想到先给原图同一颗生成树出来（不连通的话就是森林），然后假定某个点转\(1\)圈，顺带求出其它每个点转的圈数 然后再枚举非生成树边，判断是否可行即可，注意精度要用EPS判断 PS
