loj#560Menci的序列题意给出一个长为\(n\),由+和*组成的序列和常数\(k\).对于一个这样的序列,定义其权值为:初始权值为0,从左到右遍历序列如果当前位是+就把权值\(+1\)如果当前位是*就把权值\(\times2\)对\(2^k\)取模.求原序列的一个子序列,

Description平面直角坐标系上一个等腰直角三角形，维护\(4\)种操作：加入\((x,y)\)。把\(y\leql\)的点横坐标变成\(\max⁡(x,n-l)\)。把\(x\leql\)的点纵坐标变成\(\max(y,n-l)\)。查询第\(i\)个点现在的位置。\(1\leqn\leq10^9,1\leqm\leq5\times10^5,1\le

本食用方法以[NOIP2024]树上查询为例一、题目仅介绍洛谷食用方法在洛谷页面首先确保你有洛谷账号(非常重要，没有账号测试样例无法下载！)在左侧侧边栏点击“题库”，进入洛谷主题库进入题目P11364请点击题面右上角复制Markdown标签查看并记住随后翻到题面最

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西安蒟蒻，非常可爱\[114514=一瞬の喜びは一生の不幸につながる\]\[=ワンワンフォーファイブワンフォー\]\(luogu\)$\\\$\(LOJ\)$\\\$\(CF\)$\\\$\(ATCoder\)学长：\(TRINITY\)\(YYYmoon\)\(Luocunyi\)\(ccjjxx\)\(hyj0824\)\(RVm1eL\o6II\)\(WanGMiNgWeI\)

对拍器在此。https://www.luogu.com/discuss/81283献忠！AC代码modoiread{usestd::{io::{stdin,Read},ops::{Add,Mul,Neg},};pubfnnext()->u8{letmuta=stdin().lock();letmutc=[0u8];matcha

Description小Y有一个大小为\(n\)的背包，并且小Y有\(n\)种物品。对于第\(i\)种物品，共有\(i\)个可以使用，并且对于每一个\(i\)物品，体积均为\(i\)。求小Y把该背包装满的方案数为多少，答案对于\(23333333\)取模。定义两种不同的方案为：当且仅当至少存在一种物品的

Description有\(N\)个物品，编号分别为\(1\ldotsN\)。物品\(i\)的重量为\(w_i\)，价值为\(v_i\)。给出每个物品依赖于哪个物品。我们用\(d_i=j\(i>j>0)\)表示：如果要选取物品\(i\)，就必须先选取物品\(j\)。另外，我们用\(d_i=0(i>0)\)表示：该物品不依赖于任何物品。

前置知识时间戳在树的\(DFS\)中，以每个节点第一次被访问的顺序，依次给予\(N\)个点\(1-n\)的标记，通常用\(dfn[x]\)表示\(x\)号节点的时间戳。\(DFS\)序进行\(DFS\)时，对每个节点进入递归后以及回溯前各记录一次该点编号，最后产生\(2-n\)的序列即是\(DFS\)序，可设\(L[X]\)和\(R[X]\)

数据结构——线段树优化学习笔记比较基础，因此讲的很快。我们主要关注单点修改、区间查询的线段树，这是应用最广泛的。线段树问题我们以LOJ的这道题为例，例题：LOJ#130.树状数组1：单点修改，区间查询。洛谷上面也有类似的题：P3374【模板】树状数组1。因为洛谷的题的数据范

这道题是一道最短路径树问题。首先，什么是最短路径树呢？定义一个图的最短路径树表示一个图上的生成树，且根节点到图上任一点的距离等于原图上两者之间的距离。而不难发现，题目其实是在求图上最短路径树记数。首先，建出最短路径树。枚举每条边，判断边两个端点到根的距离之差是否为

搞了很久，题解区有线段树爆改pushup高妙做法说下cdq分治先将点都按横坐标从小到大排序，cdq分治，那我们现在只需要考虑分治过程中\([l,mid]\)和\([mid+1,r]\)互相形成的合法点对，显然左边的横坐标都小于右边的横坐标。能够发现，如果右边有一个点插在一对本来合法的点之间，那么那对合法

为了提高在线评测系统的功能性，需要选择和集成一个强大的代码纠错大模型，用于自动分析和纠正用户提交的代码中的错误。这里的大模型我们选择使用清华大学开源的ChatGLM-CodeGeeX2。在该模型的基础上，选用程序设计试题的专门数据，进行Fine-turning的训练（即微调）。为了令CodeGeeX在

有一道题LOJ没有，就没做了。LOJ#3774.「BalticOI2022Day1」ArtCollections注意到询问次数为$n$，我们希望每次确定一个数的位置。考虑增量法，前$i-1$次操作构建出$[1,i-1]$的排列，在第$i$次操作的时候插入$i$。首先询问$p={1,2,3,\dots,n-1,n}$，设返回值为$B_1$。

首先，不存在\(H_i<H_j\)时增高\(H_i\)至\(H_j+1\)后连\(i\toj\)更优，因为增高后原来能连\(i\)的点现在不一定能连\(i\)了，原来能连\(j\)的点还是能连\(j\)，此时的方案集必然是原方案集的子集，答案一定不会更优，又因为你付出了增高的费用，所以这样一定劣。那么我们

记事件\(A\)为「当\(s_i=\texttt<\)时\(p_i<p_{i+1}\)」，事件\(B\)为「当\(s_i=\texttt<\)时\(p_i<p_{i+1}\)，且存在\(s_j=\texttt>\)，满足\(p_i<p_{i+1}\)。所求即\(n(A)-n(B)\)。\(n(A)\)是好求的，相当于部分定序排列，记每个递增段的长度为\(a_1

\(\mu\)取值即所选边权的中位数。把每条边拆成两条（黑边和白边），边权分别为\(\mu-w_i\)和\(w_i-\mu\)，要求黑边和白边各选\(\left\lfloor\dfrac{n-1}2\right\rfloor\)条，求最大生成树。可以直接wqs二分，时间复杂度\(\mathcalO(nm\logw~\alpha(n))\)。把所有边的边权

裸的01BFS，时间复杂度\(\mathcalO(nm)\)。相邻的无障碍行可以缩成一行，列同理，所以全图的规模可以缩成\((k+1)\times(k+1)\)，再01BFS，时间复杂度\(\mathcalO(k^2)\)。进一步地，所有\(1\timest\)或\(t\times1\)大小的无障碍连通块均可缩成一个点，两个连通块相交，则

由题述，\(X\)满匹配，根据Hall定理，有对于任意一个有\(k\)个妹子的集合，她们能配对的男生的人数\(\gek\)。把每个妹子看作她所连接的两个（可能是同一个）男生间的无向边，则每个连通块必然是树或基环树。问题转化为给每条无向边定向，满足每个点的入度不超过\(1\)，求最大边权和。对

linkofproblem。依旧是非常精妙的做法呢！问了神仙lca才知道怎么做了，目前网上是没有题解的，有的只是一份带注释的代码的英文题解。我的细节实现也是看了这份代码得以补足的。我们定义一些量：原树重心为rt，rt的某个儿子叫做son，son子树内的某个节点为x。首先考虑哪些连通块