inline void insert(int x)//构造线性基 { for (re i = 62; i >= 0; i--) if (x >> i)//这一位不为0 { if (p[i]) x ^= p[i];//已经有数 else { p[i] = x; break; } } } inline int XOR_max()//最大异或和 { int ans = 0
CF 传送门：CF1320E 虚树 + dijkstra。 解法来自 @hs_black。 Solution 1 发现 \(m\) 的总和与 \(n\) 同级。又因为每次询问只涉及到少数节点，故知道使用虚树去优化。 建虚树优化什么？动态规划似乎不太可做，而病毒感染的过程有些像最短路。 最短路，使用 \(\text{spfa}\)？但 \(\text{spfa}
目录 \(standard\_table\) : 欧拉序 + \(ST\) 表 \(multiplication\) : 倍增 \(tree_chain_subdivision\) : 树链剖分 #include<bits/stdc++.h> using namespace std; const int N=5e5+5; inline int read(){ int x=0,f=1;char ch=getchar(); while(!isdigit(ch)){if(c
\(\mathtt{Treap}\) 相较于普通的二叉搜索树，平衡树更优的点在于在二叉搜索树的基础上又给每个节点随机赋了一个优先级，并按照优先级维护一个小（或大）根堆，这样能大大减少查询时的复杂度。 \(\mathtt{Treap = Tree + Heap}\) \(\mathtt{Treap}\) 的主要特点就是通过旋转的操作去维护平
传送门 思路 令 \(p' = p^{-1}\)，即 \(p'_{p_i} = i\)，则原题等价于最小化 \(\sum |p'_{q_i} - q_{i+1}|\)。显然，当所有 \(i\) 都满足 \(p'_{q_i} = q_{i+1}\) 时原式取最小值，但这时 \(q\) 不一定是一个排列。容易发现，排列 \(q\) 给出了一个在 \(p'\) 形成的图上遍历的顺序，考虑 \(p'
link 总感觉COCI的题面读不懂。题意是说给定一些平面内的点，点有点权，两个点连边的边权是两个点的集合距离。请求出一棵生成树，满足树内存在点权和模K为0的子集，最小化最大边的边权。 有一个很巧妙的结论，随意选出K个点一定能找出子集符合条件。于是得出结论树内结点不会超过K个，所以每
标签的显示模式及转换 块级元素：宽高默认由内容撑开。宽是父容器的100%。 行内元素：默认宽高是由内容撑开的 行内块级：可以设置宽高，不会引起换行 标签显示模式转换： display 行内元素：inline 行内块级：inline-block（行内转成行内块级） 块级：block img、input是inline属性 其他显示模
BFC是什么 BFC的全称：block formatting context（块级上下文） 它是一个独立的渲染区域，只有它规定了内部的Block level box如何布局，并且与这个区域外部毫不相干 如何让理解BFC 具有BFC特性的元素可以看作是隔离了的独立容器，容器里面的元素不会在布局上影响到外面的元素 可以理解为BCF
inline函数就是在每个调用点上展开，展开什么呢，可以理解成展开函数体，有点define宏定义替换的味道，没错这感觉是对的，作为初学者的我对多文件编译理解不深，昨天硬是被inline折腾麻了，报错的undefine reference网上也没有是因为inline造成的，让我抓破头也不晓得哪出错，终于在耐心防线被摧毁
最近制作网站时发现给span设置宽度会无效，通过查阅CSS2标准中关于width 的定义发现，原来CSS中的 width 属性并不总是有效的，如果对象是 inline 对象，width 属性就会被忽略，Firefox 和 IE 是遵循CSS标准，因而直接设置span宽度会无效。 如何设置span宽度：1.修改 span 为block 类型并设置flo
namespace LCT { int f[N], c[N][2], s[N], st[N]; bool r[N]; inline bool nroot(int); inline void pushup(int); inline void pushr(int); inline void pushdown(int); inline void rotate(int); inline void splay(int); inline void access(int); inline void makeroot(i
数叶子 点之间互相独立，对答案的贡献之和它的度数有关，设当前计算的点的度数为 \(d\) 此时问题本质上是在 \([1,m]\) 中放 \(d\) 块板，每种放法向答案贡献划分出来的 \(d+1\) 个区间两两相邻的长度的乘积 使用 \(x=\sum\limits_{i=1}^x[1]\) 的想法处理乘积，也就是让每相邻的一对计算
\(\text{CodeForces}\) 杂题乱写 动态规划 CF149D Coloring Brackets 这是一个区间 dp，我们需要在状态中存入当前区间左右的颜色，来判断关于“匹配”以及“相邻”的限制，预处理用栈找到每一对匹配括号。 之后考虑这样一个问题，一个括号序列中两个相邻且独立的序列，他们整体的方案数其实
link 平衡树的一点小变通。 要求支持一些操作：询问序列第k个元素是什么，询问元素k在序列中的位置，把一个元素放到序列最前面或最后面，交换两个元素（\(insert\) 操作说白了就是交换这个元素和它前面或后面的元素交换）。 第一个和最后一个还好，其它操作有点麻烦。问题就在于要把节点的点值
\(1.\) 核酸检测（defend） \[f[i] = f[j] + (i - j - 1) * (i - j) /2 + a[i] \]\[f[j] + j * (j + 1) / 2 = i * j + f[i] - a[i] - i * (i - 1) / 2 \]\[Y(f[j] + j * (j + 1) / 2 ) = k(i) X(j) + b(f[i] - a[i] - i * (i - 1) / 2) \]const int N = 1e6 + 10; int n, a
概念 前置芝士：链剖分 链剖分：指一类对树的边进行划分的操作，这样做可以减少某些链上的修改、查询等操作的复杂度。链剖分分为重链剖分，实链剖分和长链剖分（不常见）。 重链剖分：实际上树剖就是重链剖分的常用称呼。可以看看 树链剖分学习笔记 实链剖分：同样将某一个儿子的连边划分为实边，
一、简要说明 以下配置实现了： 1、分库分表 2、每一个分库的读写分离 3、读库负载均衡算法 4、雪花算法，生成唯一id 5、字段取模 二、配置项 # # Licensed to the Apache Software Foundation (ASF) under one or more # contributor license agreements. See the NOTICE file dis
link 搜索中迭代加深的技巧。迭代加深是解决一类答案深度不大、但搜索树可能很深（甚至无限深）、用广搜还不是很好解决的问题。方法是枚举答案的深度，通过限制搜索树深度的方法达到解决问题的目的。 比如这道题。分解得到的分数数量可能非常多，但答案的数量不会太大，就可以通过迭代加深
题目 点这里看题目。 分析 显然这是一道 DP 题目。 显然，由于 \(B,C\) 都是关于列，只有 \(A\) 是关于行的，我们应该逐列做 DP。 状态有一点小技巧，我们可以设 \(f_{i,j}\) 表示前 \(i\) 列，其中有 \(j\) 行出现了第一个黑格子，且这 \(j\) 行的相对顺序已经确定的方案数。 Note. 从顺序
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1.理解BFC BFC，全称“块级格式化上下文”（block formatting context），可以为元素提供一个独立的空间，将元素内部的内容与外部的上下文隔离开，不会相互影响。这种隔离为创建BFC的元素做了以下事情： 包含了内部所有元素的上下外边距，它们不会跟BFC外面的元素产生外边距折叠（内部元素与其创建
一、修改配置文件config-sharding.yaml，并重启服务 # # Licensed to the Apache Software Foundation (ASF) under one or more # contributor license agreements. See the NOTICE file distributed with # this work for additional information regarding copyright ownership
inline void dfs(int u, int f, int & tar) { int v; for(int e = hd[u]; e; e = nt[e]) if((v = to[e]) ^ f) { dis[v] = dis[u] + w[e]; if(dis[v] > dis[tar]) tar = v; dfs(v, u, tar); } } 主函数里： dfs(1, 0, p); dis[p] = 0; df
dp斜率优化 T1 hdu3507 打印文章 题目描述： 给定一个含 $ n $ 个数的数列 $ C_n $ 和 $ M $ ,将 $ C_n $ 分为若干段 $ [a,b] $ ,求所有子段的 $ W $ 之和的最小值. \[W_{a,b}=(\sum^b_{i=a}C_i)^2+M \]$ n\le 5*10^5\quad M\le 1000 $ 思路： \[\begin{align} &\quad\ 令S_i=\sum^i_
一、修改配置文件config-sharding.yaml，并重启服务 # # Licensed to the Apache Software Foundation (ASF) under one or more # contributor license agreements. See the NOTICE file distributed with # this work for additional information regarding copyright ownership
