[题目链接](F-AddOneEdge2(atcoder.jp))ProblemStatementYouaregivenatreewithNNNvertices.Thei

贺了好多道AT之后发现自己瞎猜的能力有所提升！！！11.11A.开场二十多分钟猜了个结论，感觉很对。由于只有一个小样例且题面没说有自环甚至暗示没有自环且数据故意造自环最后挂成了20分。最后环一定是每个点的读书都为\(2\)，所以对于度数大于\(2\)的我们要对它进行一次拆，若度数

CF1325题解AEhAbAnDgCd有\(\gcd(1,x)=1,\text{lcm}(1,x)=x\),因此输出\(1x\).BCopyCopyCopyCopyCopy要求严格上升子序列,那么答案的上界当然是去重后的元素个数.能否取到上界呢?当然可以,每一段内选一个你想要的就可以了.CEhabandPath-eticMEXs发现\(0,

CF2029赛时只打了ABCE，D没调出来，还是太菜了A一眼秒掉答案为 max(0LL,r/k-l+1)recordB注意到只需维护0和1的个数即可recordC先枚举$r$，考虑从哪里开始skip，显然skip后的分数越大越不劣。先求出从每个位置为$r$，最大的分数，接着问题转化为对于$i\in[2,n

a倒推，每次删掉最后一个b[i]=i的即可b一开始发现可以构造完全二分图，使两边和同为S，这样每个点的和=对面二分图点的和=S，然后n=6和为奇数进一步发现可以直接分成A组组内和为B的组，然后组之间连边，此时S=(A-1)B，有AB=n(n+1)/2当n为奇数时取A=(n+1)/2，B=n，n单独一组其他大匹配小；n为偶数

知识点：这道题目考察的是树的基本概念和性质，特别是关于树中结点的度以及叶子结点（度为0的结点）的计算。知识点相关内容：树（Tree）：树是一种特殊的图，它是一个无向图，由结点（或称为顶点）和边组成，满足以下条件：任意两个结点之间有且仅有一条路径。树中的结点可以分为根结点、分支结点和叶

2024.7.2T1题面总共\(n\)个数与\(m\)个限制，第\(i\)个限制给定\(k_i\)个数，表示这些数两两不能分为一组，问最少可以分为几组。\(1\lek\len\le10^5,1\lem\le4\)题解把每个人的参赛情况用一个\([0,15]\)中的整数\(s\)表示，再按照\(\operatorname{popcount}(s)\)

图论优化三元环计数首先给所有边定向，从度数小的点指向度数大的点，如果度数一样，则从编号小的指向编号大的，最终形成一张DAG。枚举\(u\)以及\(u\)指向的点\(v\)以及\(v\)指向的点\(w\)，如果\(u\)也指向\(w\)则成三元环。如果要一开始是有向图计数则最后判断一下\(u,v,w\)的方向即可

LinkofThisProblem根据Vizing定理，最小的答案就是二分图的最大度数。同时可以在\(O(nm)\)的时间复杂度内构造出一组解。显然对于这道题我们需要更高效的做法。注意到\(2\)的整数次幂，考虑分治。既然答案跟最大度数有关，如果我们每次能把边集分为两个集合，认为她们的颜色

编辑文章的时候难免会遇到各种特殊符号，例如天气中最常用的小圆圈——°，尽管我们可以在网页中搜索然后复制过来，但是显得很麻烦，今天小编就来告诉大家如何在Mac上快速输入度数符号。如何在Mac上插入度数符号Mac电脑上的符号键盘是众多字符和符号的所在地，我们可以同时点击Control

游记某校某院与某院联合培养机制给排了两场讲座，讲完吃饭，讲座时间\(8:00-12:00,\)拖堂\(10\)min，到食堂\(10\)min，吃饭\(30\)min，走回去\(10\)min，打开网址发现时间只够看榜的一看榜我草\(5\)小时连\(4\)个题都做不出来翻题面发现A,L纯签到，B半签到，遂确信成分题解题目链接A验证是

CF1939F尝试：看到只有\(n-2\)条被删了，一共少了\(2n-4\)的度数，说明一定有\(n-1\)或\(n-2\)度的点。然鹅看了半天感觉没有用。再看询问，给了\(n\)次，那只能是吧\(1\)到\(n\)都询问一遍。于是问题变为：已知度数为\(i\)的点中编号最小的为\(p_i\)，一个与其不相邻的点

若无特殊说明，以下所有图均指连通图。定义欧拉路径，欧拉回路，欧拉图对于一个图，如果存在一条路径恰好经过所有边一次，则称这条路径为一条欧拉路径。如果存在一条回路经过所有边恰好一次，则称这条路径为一条欧拉回路。存在欧拉回路的图被称为欧拉图。环分解如果一个图的边集可以被

刷pakencamp遇到了7月在成都hba模拟赛里的广义串并联图题，决定把这玩意学一学。广义串并联图：不存在四个点\(a,b,c,d\)满足其间存在六条边不交的简单路径的图。广义串并联图可以通过不断进行以下操作把整个图缩成一个点：删一度点。删去图中某个度数为\(1\)的点。缩二

模拟赛假做法上大分。T1几何bitset优化dp。有空学，先挂个暴力。code#include<bits/stdc++.h>usingnamespacestd;constintN=5e5+5;intT,n,m,t;chars[N],x[55],y[55];unordered_map<int,unordered_map<int,bool>>f[N];unordered_map<int,unordered_map<i

Solution看了别的大佬的题解，感觉都是数学证明然后用树和图做的，看不懂啊。。。萌新瑟瑟发抖用vector模拟树，然后贪心摸索做出来了。注意到要求最深叶子结点和最浅叶子结点的距离最短时的情况，那么此时根节点应该是树中度数最大的点，把树尽可能的拓宽，深度换宽度。那么同理的根节点

CF1993F2Dyn-scriptedRobot(HardVersion)这个题非常的一眼，首先翻转路径的操作可以转化为翻转矩形。也就是，如果触碰了边界不改变行走的路径，而是继续走下去，只不过对应的位置需要对称回去。那么，计算走到\((0,0)\)的次数，也就是在反转后的坐标系里的\((2k_1w,2k_2h)\)的位置

ps.之前刷题太快，现在考试碰到这种已经忘记了。定义：一种将带编号的树用唯一的一个整数序列表示的方法，即可以把一颗带标号的n个节点的树序列化为一个长度为n−2的唯一的序列。也就相当于完全图的生成树与数列之间的双射。构造方法：每次选择一个编号最小的叶节点并删掉它，并把其

A.几何设\(f_{i,j,k}\)表示前\(i\)个字符，分为两部分，分别为\(x\)的几倍加\(x\)的前\(j\)位，\(y\)的几倍加\(y\)的前\(k\)位,是否合法分别判断下一位\(i+1\)能否与\(x\)的下一位\(j+1\)和\(y\)的下一位\(k+1\)匹配，匹配上了就转移.最终答案就是\(f_{|s|

十三联测#6D一张图，每个点选或不选，问所有情况下，两端点都被选的边的数量的\(k\)次方的和。\(n,m\le10^5,k\le3\)。考虑\(k=3\)的情况，考虑其组合意义，对于所有选点情况，选出\(3\)条可重复的边的方案数。这样就可以拆贡献了，考虑这三条边是什么的情况。a.三条边重复；b.

A题意：给定一张边权为正的无向图，\(k\)条关建边，求从\(1\)经过所有关建边回到\(1\)的最短路。\(k\le12\)。所有关键边的端点加上\(1\)也就\(25\)个，\(f(x,S)\)表示当前在\(x\)，已经经过的关键边集合为\(S\)的最短路，随便转移。傻逼人干傻逼事，最短路不开longlong调

如果已知弧度（通常表示为θ）和半径（表示为r），可以使用以下几何关系来确定圆弧上的两点之间的实际线性距离。圆弧的长度（即两点之间的距离）可以通过以下公式计算：弧长=r×θ其中：θ 是以弧度为单位的角度（不是度数）。r 是圆的半径。结果是圆弧的长度，即两点沿着圆的路径的实际距离

题意给定一个\(2n\)个点，\(m\)条边的二分图，判断完美匹配数量是否为\(1\)。\(n\le10^6\)Sol考虑加点的过程，对于一个唯一完美匹配的二分图，新增一对节点，考虑使得当前匹配并不唯一的情况。注意到新增的点有一个度数为\(1\)，则新二分图完美匹配依旧唯一，因此可以发现唯一完

我们将展示一些（多少有点难度的）图论问题。计数类例1设\(n\)是正整数，\(G\)有\(12n\)个顶点，每个顶点的度数都是\(3n+6\)，且任何两个顶点的公共邻点数相同，求\(n\)的值。对这类计数类问题，常见的做法是进行算两次。对于公共邻点，常见的统计对象是三元组\((u,v,w)\)，其中\(

这种题有一个常见的根号分治做法：设\(d\)为度数，显然有\(O(1)\)修改单点，\(O(d)\)查询邻域和\(O(d)\)修改邻域，\(O(1)\)查询单点两种暴力。对度数大于\(\sqrtn\)的点使用前者，度数小于等于\(\sqrtn\)的点使用后者，可以做到\(O(m\sqrtn)\)的时间复杂度。这种做法的本