#include<bits/stdc++.h>usingnamespacestd;intn,m,t,p,b[310000],tr[310000],d[310000],e[310000],g[310000],kk;charch[100];structsth{ intx,y,z,w,ans;}a[310000],c[310000];voidadd(intx,inty,intop){ b[++p]=a[++t].x=x; a[t].y=y; a[t].z

move题面：\(T\)组数据，每组数据有\(n\)个数轴上的点\(a_1,a_2,\dots,a_n\)。从原点开始，每次选择一个点未被选择过的点，如果当前在这个点上，那么分数加\(1\)，否则向这个点移动\(1\)格。问最高分数。题解：容易发现，要么先往左再往右，要么先往右再往左。先考虑第一种情况，枚举左端

bwtree我们可以设\(dp_{i,0/1}\)表示当前考虑至哪个点,这个节点的子树内选了几个叶子节点#include<bits/stdc++.h>usingnamespacestd;constintN=1e5+5,INF=1e9;intn,a[N],dp[N][2];vector<int>g[N];voiddfs(intu,intf){dp[u][0]=(a[u]=

设\(m\)为\(a_1+\dots+a_i\)，\(n\)为\(a_{i+1}+\dots+a_n\)。我们可以使用二分查找来搜索\(i\)，使得\(m-n\)为最小的负数。如果我们移动到\(i+1\)，则此时\(m-n\)为最小的整数。答案是两种情况下的最小绝对值。代码：#include<bits/stdc++.h>usingnamespacestd;pair<

分享一种二分答案做法。先特判\(n=1\)，\(n=2\)，开始就有超过一半的人不高兴的情况。然后二分\(x\)，计算新的和，新的平均值，如果有超过一半的人不高兴，就更新答案。代码：#include<bits/stdc++.h>usingnamespacestd;intmain(){ intt; cin>>t; while(t--){ intn; cin>>n

1.题目基本信息1.1.题目描述给你一个整数数组citations，其中citations[i]表示研究者的第i篇论文被引用的次数，citations已经按照升序排列。计算并返回该研究者的h指数。h指数的定义：h代表“高引用次数”（highcitations），一名科研人员的h指数是指他（她）的（n篇论文中）至

（一）二分套二分。（感觉是一个很麻烦的做法。）题目问的是让额外给的票最少，考虑二分答案。设二分的答案为\(x\)，该候选人原来的得票为\(v\)，想要超过他至少要\(x+v+1\)。同时用前缀和维护区间和。第一种情况为该候选人在前\(m\)个人中，如下图所示。绿色箭头为被讨论的人，蓝色箭

题意简述给你函数\(f\)：\[f(x,y,u)=\left\{\begin{array}{rcl}u-y,&x=1\\u,&1<x\ley,\\gcd(x,y)=1\\-x\cdoty,&x\neq1,\\gcd(x,y)=x\\0,&\text{otherwise}.\end{array}\right.\]对于一个长度为\(n\)的序列

D思路说是有向图，实际上可以看作是无向图。因为如果有\(x_{v_j}-x_{u_j}=w_j\)，那么就一定有\(x_{u_j}-x_{v_j}=-w_j\)。因为题目保证给出的数量关系没有冲突，所以如果我们知道了一个结点\(a\)的值，那么所有与它有数量关系的结点\(b\)的值都能被推出。从而如果一个连

首先这道题的一个坑点就是求max(a[1],a[2],...,a[n])和求min(a[1],a[2],...,a[n])是完全独立的，不会相互影响（可能是我读题能力太差，一直卡在这点了。。。）这道题二分是一种很好想的方法，题中提到max和min，我们就可以想到只要让最大值最小，让最小值最大就可以达到我的目的了，二分的

题目描述\(T\)组数据，给定\(n\)条线段\([l_i,r_i]\)，称一个线段集合是复杂的，当且仅当：它可以被划分成若干个大小相等的线段组。两条线段相交当且仅当它们在同一组。求用这\(n\)条线段构成的复杂线段集合的最大值。数据范围\(1\len,\sumn\le3\cdot10^5\)。\(1\l

目录搜索旋转排序数组中的最⼩值（medium）题目解析讲解算法原理编写代码0〜n-1中缺失的数字（easy）题目解析讲解算法原理编写代码搜索旋转排序数组中的最⼩值（medium）题目解析1.题目链接：.-力扣（LeetCode）2.题目描述：整数数组nums按升序排列，数组中的值互不相同。在传

概述猫树是一种与线段树类似的数据结构线段树在解决不带修区间问题时，对于单次查询是\(O(\log)\)的，此时运用猫树就可以将单次查询的复杂度降到\(O(1)\)合理运用分块的思想，在区间内分块，思考我们在块上查询的过程设黑色的线段为整个区间，红色的线段为查询区间，黑色线段中间的

HardProcess(题面)大意：给定一个长度为\(n(0<=n<=10^5)\)的序列，序列中只包含0或1，现有k次机会可以将0改为1，问，k次机会前最长连续1序列的长度并且输出这个序列（只需一个）。解法：二分答案+前缀和证二分答案的单调性：先解释check函数：现有一个需要查询的长度len，从1开始直到n，遍历每一个长

解决思路 二分查找：使用二分查找来确定每个成员分到的猫猫数量的最大值。 检查函数：定义一个检查函数 check(mid)，判断在每个成员最多分到 mid 只猫猫的情况下，是否可以将所有猫猫分完  更新边界：根据检查函数的结果，更新二分查找的边界，直到找到最小的不满度。 #

解决思路 二分查找：使用二分查找来确定舞台的最小大小 K。 检查函数：定义一个检查函数 check(mid)，判断在舞台大小为 mid 时，演出是否能在 T_max 时间内完成。 优先队列：使用优先队列模拟舞台上的奶牛，确保每次有奶牛完成表演时，下一头奶牛立即上台。 更新边界：

题目链接。题目分析第一个操作类似哈希冲突那一道题，可以运用类似的思路开一个二维表，很容易想到两种做法：开一个二维表，表上的第\(i\)行，第\(j\)列表示序列下标在模\(i\)意义下等于\(j\)的加法标记。对于修改操作，直接暴力修改对应的那一行的值即可，查询时用线段树查询那个

概括轻新小思路用于处理点对关系题在能将点对分段处理（如下）的题目中有奇效试想，现在要处理部分点对，其范围为\(l\in[L,R],r\in[L,R]\)其位置不确定，但是我们可以考虑将其分为三个板块分别作出的总贡献即分为\(l\in[L,mid],r\in[mid+1,R]\)\(l\in[L,mid],r\in[L,mid]\)\(l

CDQ分治学习笔记k维偏序问题求满足条件的二元组个数题意描述每个元素有\(k\)个值，要求满足（以\(k=2\)为例）\(a_j\lea_i,b_j\leb_i\)的点对个数。分析这实际上就是我们熟悉的逆序对问题，回忆一下我们是怎么处理的，首先来说，当\(a,b\)其中一个的含义是下标的时候可以直

题目链接题目分析听说是很典的一道题，很明显难点在于除法下取整的操作。类似花神那一道题，但是由于有区间加，所以无法进行暴力修改。很明显暴力复杂度爆炸，考虑下取整带来的性质：对于一对相邻的数，很明显有\(\lfloor\frac{x-1}{k}\rfloor\le\lfloor\frac{x}{k}\rfloor-1\)。

TreeJourney猜结论#include<bits/stdc++.h>usingnamespacestd;#defineintlonglongconstintN=1e5+5;intn,k,ans,dep[N];vector<int>g[N];voiddfs(intu,intf){dep[u]=dep[f]+1;for(autov:g[u]){if(v==f)

权值线段树就是把类型存在线段树上，每个下标存的是类型的数量。可以用来做离线的平衡树，如果值域范围小的话可以在线，只有一只\(\log\)。平衡树六种操作：插入\(x\)就是把\(x\)上的值加\(1\)。modify(1,1,n,x,1);删除一个\(x\)就是把\(x\)上的值加\(-1\)。modify(1,

先考虑q2。考虑到如果是以\(2^N\)为入手点因为进位的原因看起来就做不了。于是考虑以\(M\)为前缀入手。考虑刻画出\(M\)为前缀的数\(x\)的形式。可以考虑根据\(M\)后面的位数\(k\)来刻画，有\(x\in\bigcup_{k=0}^{\lfloor{\frac{L}{\log_210}}\rfloor}[M\tim

alsoknownas"baka'strick"目录版本一版本二版本一定义一个问题可以双指针，即要找出所有\(f(l,r)=1\)的区间，\(f\)满足\(f(l,r)\in\{0,1\}\)且若\(f(l,r)=1\)则\(f(l_0,r_0)=1\(l\leql_0\leqr_0\leqr)\)。一般的做法是维护两个指针\(l,r\)，不断将\(r\)右

leetcode74搜索二维矩阵思路可以使用二叉搜索，首先先看标准的闭区间二叉搜索代码publicintqSearch(int[]a,intl,intr,inttarget){intmid=(l+r)/2;if(l>r)returnl;//终止条件，区间为空if(a[mid]==target)returnmid;elseif(a[mid]<target)retur