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七中英才集训游记

时间:2024-04-12 15:58:44浏览次数:17  
标签:frac 七中 int 离线 逆元 now 英才 集训 dis

Day 1

noip模拟赛。

T1:

给出一个n,将其分解为\(\frac{a!}{b!}\)的方案。

由于阶乘的数值巨大,13的阶乘就已经爆int了,所以二分 + 枚举解决。

T2:

蜜汁构造题,思考10分钟后直接跳过。

T3:

数据结构题,考场想到86分的\(O(nlog^2)\)超劣解法,需要在线段树的每一个节点上开\(vector\),查找时再在\(vector\)上二分。但是考场一直因为\(vector\)的边界与lower_bound的返回值疯狂Re。没调出来悲……

正解:对序列离散化+离线,重点是顺序遍历1~n,再用树状数组维护操作的时间编号

下午数据结构。

写P7880 [Ynoi2006] rldcot,发现set的时间波动极抽象(可能是因为红黑树的原因),所以记得常数优化。

Day 2

noip模拟赛。

T1:

矩阵求(1,1)到(n,m)的回文路径数。

第一题就是DP,直接去世。

暴力枚举左上角和右下角 DP,复杂度 \(O(n^4)\)。 观察到只有\(x1 + y1 + x2 + y2 = n + m + 2\)的状态才有用,因此我们枚举 \(x1\), \(y1\), \(x2\) 即可得知 \(y2\),复杂度降为 \(O(n^3 )\)。

由于在考场上直接去想\(O(n^3 )\)导致dp状态有问题,最后只拿到暴力分。

T2:

完全可做,但考场经验不足,开题顺序有问题,没时间写正解了……

T3:

又又又又是构造题……

下午扫描线。

主要思想:离线 + 数据结构

一维
(1)区间查包含点数:

离线,枚举每个位置对应的询问端点,树状数组+差分

(2)区间查包含子区间:

离线,将子区间\([l, r]\)看作二维中\((l,r)\)的点,当\([L,R]\)包含\([l,r]\)当且仅当\(L \leq l \leq r \leq R\)。在二维中表现为点\((L,R)\)在\((l,r)\)的左上方,所以从右往左遍历x轴,树状数组维护。

(3)维护与查询区间:

暴力:\(n^2\)枚举。
线段树:\(nlogn\),离线,从左往右遍历R,对于当前R线段树的节点x,表示\([x,R]\)的信息,线段树的区间\([l,r]\)表示$[l,R],[l+1,R]……[r,R] $的信息,R++,思考转移。

网络流

可解决图论中多重贡献不完全贡献的问题。

Dinic

注意事项:

1.建反边

bk[u].push_back(V[v].size());
bk[v].push_back(V[u].size());

2.dis,now数组清空

memset(dis, 0, sizeof(dis));
memset(now, 0, sizeof(now));

3.dis[S]赋值为1不为0

if(!dis[v] && flw[u][i])

如果赋值为0这会出大问题

4.1次bfs应跑完dinic

while(bfs()){
	while(f = dinic(S, INF)) 
		res += f;
}

5.关于当前弧优化
错误:

    for(int i = now[u]; i < V[u].size(); i = now[u])
        now[u]++;

正确:

    for(; now[u] < V[u].size(); )
        now[u]++;

因为当u的儿子v重新遍历到u且更新now[u]时, u这一层的i并未改变。(GGGG)

优化:

if(u == T || !flow){return flow;}

2.当前弧优化与判断res

for(int i = now[u], v; i < V[u].size() && res; i++)
if(!k) dis[v] = 0;

关于输出最大流方案:

图中bfs+dinic后的所有dis大于0的点。

对于净值的计算,即最小割,对于每个点计算min(入度权值和,出度权值和)。

二分图

trick:
(1)处于同一集合的点可以随意交换位置,所以A[i]——B[j]交换为A[j]——B[i]不影响最大匹配。

逆元

(1)递推题注意别在循环中求逆元\(O(nlogn)\)。
(2)关于逆元,\(\frac{1}{n} = \frac{1}{nm} *m\), 所以\(n^{-1}=m^{-1}n^{-1} * m\)。于是先求右端点逆元再从右往左推。

y[n] = mpow(mpow(a + b, n), mod - 2);
for(int i = n; i > 0; i--) 
    y[i - 1] = mul(y[i], a + b);

线性求逆元。

inv[0] = inv[1] = 1;
for(int i = 2; i <= n; i++)
    inv[i] = mul(mod - mod / i, inv[mod % i]);

(3)也就是说逆元满足乘法的但部分性质,可像乘法一样使用。
(注)inv(n) 是 \(\frac{1}{n}\),而不是\(n\)。

小细节

1

(1)滚动数组清空
(2)手动O(2)

#pragma GCC optimize(2)

2

(1)子树合并时先全部计算再全部合并
(2)\(l < i,j<r\) 时 \(i, j\) 可以相等
(3)在for中定义变量时注意类型(\(longlong\))
(4)set不稳定注意卡常

3

(1)递推题注意别在循环中求逆元\(O(nlogn)\)。
(2)关于逆元,\(\frac{1}{n} = \frac{1}{nm} *m\), 所以\(n^{-1}=m^{-1}n^{-1} * m\)。于是先求右端点逆元再从右往左推。

y[n] = mpow(mpow(a + b, n), mod - 2);
for(int i = n; i > 0; i--) 
    y[i - 1] = mul(y[i], a + b);

线性求逆元。

inv[0] = inv[1] = 1;
for(int i = 2; i <= n; i++)
    inv[i] = mul(mod - mod / i, inv[mod % i]);

(3)\(t = m / 2, m \neq 2 * t\)(当m为奇数时)。

4

栈:
可以用来解决类似消消乐的问题。
栈满足许多美妙的性质。
可维护一些等价元素间的删除、合并、顺序。
消消乐:

标签:frac,七中,int,离线,逆元,now,英才,集训,dis
From: https://www.cnblogs.com/Peng1984729/p/18131472

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