还是决定把这个题做了考场上设计的状态，推了一个小时没推出来下午推了一会，发现这是个刷表状态，填表没法做，转移无处下手但是考CSP的时候我貌似并不知道什么叫刷表设\(f_{i,j,k}\)表示当前到\(i\)，上一个填的红色位置在\(j\)，蓝色位置在\(k\)，暴力刷表转移是3D/0D的，需要排

前言：感觉难度真没有紫吧，因为我在模拟赛场切了耶。题目描述：有\(n\)个数，第\(i\)个数为\(a_{i}\)，每次可以选择一个\(i\)满足\(a_{i}=i\)，并将\(a_{i}\)赋值为\(0\)，最后你的得分为剩下的数的和，你希望最后得分越小越好。给出\(n,k\)，你需要求出所有\(a_{i}\in\left[

A.CircuitAlicehasjustcraftedacircuitwith\(n\)lightsand\(2n\)switches.Eachcomponent(alightoraswitch)hastwostates:onoroff.Thelightsandswitchesarearrangedinawaythat:Eachlightisconnectedtoexactlytwoswitches.Ea

A.基本概念一、不严谨的定义：随机变量：有多种可能的取值的变量，例如：对于随机抛硬币的事件，有随机变量\(X_i\)定义为\[X_i=\begin{cases}0,&第\i\次硬币是正面\\1,&第\i\次硬币是反面\end{cases}\]令\(X=X_1+X_2\)，有\[X=\begin{cases}0,&反反\\1,&正反

二阶非齐次常微分方程$$u''(z)+p(z)u'(z)+q(z)u(z)=f(z)$$假设以上方程对应的齐次方程的线性独立的解为\(u_1(z)\)，\(u_2(z)\)\(\begin{cases}u_1''(z)+p(z)u_1'(z)+q(z)u_1(z)=0\\u_2''(z)+p(z)u_2'(z)+q(z)u_2(z)=0\end{c

CF803ERomaandPoker记W为\(1\)，L为\(-1\)，D为\(0\)，前\(i\)个字符的和为\(dis_i\)。则有：当第\(i\)位为W时：\[dis_i-dis_{i-1}=1\]可以推出：\[\begin{cases}dis_i-dis_{i-1}\le1\\dis_i-dis_{i-1}\ge1\\\end{cases}\]转为差分约束形式：\[\begin{ca

CF803ERomaandPoker记W为\(1\)，L为\(-1\)，D为\(0\)，前\(i\)个字符的和为\(dis_i\)。则有：当第\(i\)位为W时：\[dis_i-dis_{i-1}=1\]可以推出：\[\begin{cases}dis_i-dis_{i-1}\le1\\dis_i-dis_{i-1}\ge1\\\end{cases}\]转为差分约束形式：\[\begin{ca

 $$\Large\begin{align}W_{xr}&=\begin{cases}\begin{array}{rr}-0.0930,&0.0497,\\0.4670,&-0.5319,\end{array}\end{cases}\\W_{xz}&=\begin{cases}\begin{array}{rr}-0.6656,&0.0699,\\-0.1662,&0.0

 HarmonyOSNEXT开源组件市场  https://gitee.com/harmonyos-cases/cases  根据gitee的下载连接，下载了cases-master.zip。如果在devstudio-settings-plugins-设置按钮-installfromdisk，会报错，说明这个不是真正的插件包。解压这个zip，在plugin文件夹下有个case_plug

P6803星际迷航题解题目大意给定一颗\(N\)个节点的树。这样的树有\(D+1\)层，编号从\(0\)到\(D\)。对于\(i=0,1,\dots,D-1\)，需要选择第\(i\)层的任意一个节点向第\(i+1\)层的任意一个节点连一条有向边。最初人在第\(0\)层图的\(1\)号节点。两个玩家交替选择下一

DP概述DP（Dynamicprogramming，全称动态规划），是一种基于分治，将原问题分解为简单子问题求解复杂问题的方法。动态规划的耗时往往远少于朴素（爆搜）解法。动态规划and递归之前说过，动态规划也是分治思路，而递归更是传统的分治思路，但时间复杂度却大相径庭，为什么呢？动态规划是自顶向上

在研究某些实际问题时，会遇到由几个微分方程联立起来共同确定几个具有同一自变量的函数的情况。这些联立的微分方程称为微分方程组。如果微分方程组中的每一个微分方程都是常系数线性微分方程，那么，这种微分方程组就叫做常系数线性微分方程组。对于常系数线性微分方程组，我们可以用

SciTech-Mathmatics-Probability+StatisticsBayesFormula:Application:DescriptiveStatistics(ofSamples)\[\large\begin{array}{lll}\\\text{SamplesData}\begin{cases}\\\bm{Center\Tendency}\overset{\bm{Mean}}{\right

主页微信公众号：密码应用技术实战博客园首页：https://www.cnblogs.com/informatics/GIT地址：https://github.com/warm3snow简介在《门罗币隐私保护之隐形地址》文章中，我们重点介绍了门罗币Monero的隐形地址技术，门罗币通过隐形地址保证了交易的不可链接性，并实现了用户的隐私保

T1岛屿https://www.gxyzoj.com/d/hzoj/p/4177显然每个点只增加了一条边，最终每个点的度数都为2，所以最终必然是很多个环，连边的过程中，也必然是一些链和一些环由题，蓝同色链的个数和红同色链的个数相等，所以设\(f(a,b)\)为a条红同色链，b条异色链的期望考虑先处理异色链：红红连红蓝为

99+2-1=100\\x^2+2x+5+\sqrtx=0\\\begin{cases}x+y+z=10\\x+2y+3z=20\\x+4y+5z=30\end{cases}\\\sum_{i=1}^{N}2i+1\\\prod\limits_{i=1}^n{2i}\\\frac{1}{2x^2+2ax+1}\\9\times8=72\\5\cdot6=30\\30\div6=5\\y=

T1赛时没有想到什么思路。下文中所有的\(t\)代表所有的文件中的一个。考虑DP定义\(f_{i,j}\)为已经考虑完了\(s\)中的前\(i\)个点，匹配了\(t\)的前\(j\)个点的方案数，转移就是：\[\begin{cases}s_{i+1}=t_{j+1}&f_{i+1,j+1}\getsf_{i,j}\\s_{i+1}

认为只有k个位置有值的序列差分之后会形成k个颜色段，建议送回普及组重学差分与前缀和A考虑把硬币序列异或差分，操作变成选两个距离为\(a_i\)的位置翻转，差分完序列上只有\(2k\)个\(1\)，对其中任意两个\(1\)预处理出把它们同时变为\(0\)的最小操作数，状压BFS即可。B

CF2019(div2,vp)比赛时网站炸了两次，有一次甚至连那个Oops的页面都没看到。/fnD.Speedbreaker做法比较多的一题。首先有一个带log但是比较简单的做法。求出\(a\)的后缀min\(s_i\)和前缀min\(p_i\)，当出发点为\(x\)时，设\[b_i=\begin{cases}a_i=p_i,&i<x\\a_i=\m

C.星际航行题目描述给定一个\(N\)个点\(M\)条边的无向带权图。我们定义一条路径的长度为路径上边权最大值。有\(Q\)次查询，第\(i\)次查询从\(u\)到其他\(N-1\)个点的最短路径中路径长度第\(k\)大的长度。思路首先，此题显然只会在最小生成树上选择路径。所以我们

1.费马大定理内容大约在1637年左右，法国学者费马在阅读丢番图（Diophatus）《算术》拉丁文译本时，曾在第11卷第8命题旁写道：“将一个立方数分成两个立方数之和，或一个四次幂分成两个四次幂之和，或者一般地将一个高于二次的幂分成两个同次幂之和，这是不可能的。关于此，我确信已发现了一种美妙

本文为@A_zjzj《dp专题》学习笔记。转移性质Lanterns题意：\(n\)个灯笼拍成一排，第\(i\)个灯笼具有\(p_i\)的亮度。每个灯笼要么朝向左照亮\([i-p_i,i-1]\)，要么朝向右照亮\([i+1,i+p_i]\)。寻找一种方案，为所有的灯笼定向，使得每一个灯笼被至少一个其他灯笼照

扩展欧几里得算法(exgcd)简介扩展欧几里得算法基于辗转相除法构建，主要用于求方程\[ax+by=c\]最小正整数解步骤1.求方程\(ax+by=gcd(a,b)\)的解我们构造两个方程\[\begin{cases}ax+by=gcd(a,b)\\bx'+(a\%b)y'=gcd(b,a\%b)\end{cases}\]因为由欧几里得算法易于得到\[gc