ThesoltoBismuth/LinearSievehttps://www.luogu.com.cn/problem/P11169思路因为懒惰，所以直接转载了当时参考的这篇博客https://www.luogu.com.cn/article/ys9ualoj首先观察样例发现第一个样例一定是\(\lceil\frac{n}{2}\rceil\)。手推一下加入数字的过程：当处理到

P3571「POI2014」SUP-Supercomputer题解一道“较”水的黑题（可一开始苦思冥想还是不会）。本蒟蒻的第一篇黑题题解，求赞。题意简化给定一棵$n$个节点、根节点为$1$的有根树。$q$次询问中每次给定一个$k$，输出需要最少用几次操作次数删除完整棵树。每次操作可以选择删

题目链接：https://codeforces.com/problemset/problem/1814/B题目大意有一个无限大的二维平面，我们用\((x,y)\)来表示平面中横坐标为\(x\)纵坐标为\(y\)的那个位置。一个机器人被放置在该二维平面的\((0,0)\)位置中。该机器人的腿长可以调节。最初，它的腿长为\(1\)。

比较一眼的题目，场切了。分别考虑\(x\)和\(y\)。在\(x\)方向上我们需要的跳跃次数是\(\lceil\frac{x}{k}\rceil\)，在\(y\)方向上我们需要的跳跃次数是\(\lceil\frac{y}{k}\rceil\)。考虑下面的两种情况：\(\lceil\frac{y}{k}\rceil\geq\lceil\frac{x}{k}\rceil

A.不相邻集合考虑值域上连续的段，可以发现连续的长度为\(x\)的段的贡献必定为\(\lceil{\frac{x}{2}}\rceil\)考虑并查集维护值域连续的段的大小，每次询问求出全部连续段的\(\lceil{\frac{size}{2}}\rceil\)之和即为答案合并操作：在值域上加入\(x\)，尝试合并\(x-1\)与\(x+1

CF1325FEhab’sLastTheorem题意给定一个nnn个点，mmm条边的无

T1是无意义题，就不说了。这次周赛出得最差的题目就是T1。T2:ABC282E题目描述有\(n\)个数\(a_i\)，你每次可以选出两个数\(a_i\)和\(a_j\)，获得\((a_i^{a_j}+a_j^{a_i})\bmodM\)分，并选择这两个数中的一个数删掉，求最大得分。\(1\len\le500\)。题目思路我们把选出的

link：https://codeforces.com/contest/1954/problem/E有一排怪物，第\(i\)只有\(a_i\)的血，每次攻击可以选择在\(i\)处放一个技能，技能会一直向左/右以相同的\(k\)点伤害扩散，直至遇到边界或已经死亡的怪物。问最少需要放几次技能？需要对所有\(k\)回答答案。\(n,a_i\leq10^

\(1900-12=1888\)。怎么rating还是这么好笑。感觉每回打cf都要破防是怎么回事？被诈骗不还是因为菜？交\(12\)发不知道自己是怎么想的。然后E也不难，但是太晚了打不动了。下次交代码之前能不能拜托先把hack测一下？占了将近一半的RE哪个不是因为没开longlong？A01字符串

这里肯定考虑每个点作为lca对答案的贡献考虑点\(p\)，所代表的区间长度为\(l\)，那么其左右两个子树的叶子节点一定至少选一个，即贡献为$$p\times(2^{\lfloor\frac{l}{2}\rfloor}-1)\times(2^{\lceil\frac{l}{2}\rceil}-1)$$，其中\(\lceil\frac{l}{2}\rceil\)和\(\lfloor\fra

底和项讨论底（floor，最大整数）函数和项（ceiling，最小整数）函数，对于所有实数\(x\)，其定义如下：\(\lfloorx\rfloor=\)小于或等于x的最大整数；\(\lceilx\rceil=\)大于或等于x的最小整数。接下来我们来了解底函数和项函数的图形，其在直线\(f(x)=x\)的上方和下方形成阶梯状的模

题目传送门思路考虑如何\(\rmcheck\)一组\((L,R)\)是否合法。我们扣出所有相邻\(\verb!A-A!\)之间的长度，设有\(m\)段，每段长度为\(d_i\)。显然，对于每个\(i\)，能在第\(i\)段塞的\(\verb!A!\)的个数在区间\([\lceil\frac{d_i}{R}\rceil-1,\lfloor\frac{d_i}{L}

题解题目中要求,位置\(i\)上的数要运动到位置\(u_i=(p_i+k)\bmodn\),其中\(k\)可以任选.假设位置\(i\)上的数运动过程中,它总共以逆时针方向运动了\(x_i\)个单位(可为负数).把全部的\(x_i\)均加上一个常数，仍然会是合法的.通过调整法可证,存在一种最优移动

原题链接：ABC239Ex。题意不多赘述。看到求期望值，我们想到可以用期望DP。设\(dp_{i}\)表示最终结果大于等于\(i\)时的操作次数的期望值。那么我们可以得到一个基本的状态转移方程：\(dp_{i}=\frac{1}{n}\times\sum_{j=1}^{n}dp_{\left\lceil\frac{i}{j}\right\rceil}+

分析可以很容易地想到如果只有1要求的话答案就是\(\lceil\frac{n}{k}\rceil\)。最优策略显然是在每个整除分块的第一位放一个1。思考加入2条件如何修改。显然当最后一块的大小不为1时，大于1的部分后缀和为0。所以需要在最后一位加入一个1。所以答案为\(\begin{cases}\lc

原题翻译观察题目，容易发现当题目难度为\(x\)时一个OIer存活时间为\(h_i\lceil\frac{a_i}{x}\rceil\)发现\(a_i\)较小，所以我们先考虑暴力枚举\(x\in[1,\maxa_i]\)，然后把原数组按\(a_i\)排个序，对于每组\(\lceil\frac{a_i}{x}\rceil\)相同的部分统一计算他

给一个长为\(n\)的数组\(a\)和一个正整数\(x\)。你可以执行以下操作任意次：用两个相邻元素的和替换这两个元素。如\([\cdots,a_i,a_{i+1},\cdots]\rightarrow[\cdots,a_i+a_{i+1},\cdots]\)。一个数组\(b=[b_1,\cdots,b_k]\)的美丽值定义为\(\sum_{i=1}^{k}

有\(n\)块橘子皮，第\(i\)块大小为\(a_i\)。在一部操作中可以把一块橘子皮分成两块，即这块橘子皮为\(x\)，让\(x\)变为\(y,z(x=y+z)\)。希望对于任意两块橘子皮，他们相差严格小于两倍。即两块中更小的为\(x\)，更大的为\(y\)，有\(2x>y\)。最少需要执行多少步操作

原题翻译Chtholly可爱捏我们先考虑如果\(n\cdotc\leqm\)我们要怎么做，我们可以发现里面一定存在一个数出现了\(\geq\lceil\frac{m}{c}\rceil\)，不妨设这个数为\(x\)，因此我们只需要把所有数都改成\(x\)就可以了等等好像不对，我们一开始并不知道这个数是什么，我们只能一个一

问题：给定一个多项式\(F(x)\)，请求出一个多项式\(G(x)\)，满足\(F(x)*G(x)\equiv1\pmod{x^n}\)。系数对\(998244353\)取模。考虑分治，假设我们已经求出多项式\(F(x)\)在\(\bmodx^{\lceil\frac{n}{2}\rceil}\)时的逆\(G'(x)\)。有：\[F(x)*G'(x)\equiv1(\bmodx

\[\frac{{{{{\sqrt[时]{\prod_{时}\lfloor新\sqcup新-\sqrt[候]{\sqrt{{{时}\brack{候}}}}\oplus{{\max_{更}\bigotimes_{更}\iint_{啥}^{新}候}\brack{{{啥+候}_{\sum_{时}新}}}}\rceil\bmod\frac{时\oplus新}{候}-\lim_{时\to候}\int_{候}^{更}

题意给定\(n\)个元素的序列\(\{a_i\}\)，\(m\)个元素的序列\(\{b_i\}\)，以及\(L\)，求：\(\sum\limits_{i=1}^n\sum\limits_{j=1}^m\sum\limits_{k=1}^L\lceil\frac{a_i+b_j}{k}\rceil\)\(n,m\le1000\)\(a_i、b_i\in[1,10^9]\)\(L\in[1,2\times10^9]\)做

题目链接观察数据，要求询问次数不超过$\lceil2\logn\rceil-1$，相当困难。我刚开始也在想二分，但这个东西并不具有单调性，但这个题具有的特点就是你不仅仅可以询问一个前缀，你还可以询问任意的集合。首先发现如果能将$n$个苹果分成$S_1$$S_2$两个长度接近的集合，且$S_1$和$S

CodeforcesRound876(Div.2)A.TheGoodArray标签greedymath题意对于任意\(i\in\{1,2,\dots,n\}\)，要求数列\(a\)满足前\(i\)个元素中至少有\(\lceil\frac{i}{k}\rceil\)个元素为\(1\)，后\(i\)个元素中至少有\(\lceil\frac{i}{k}\rceil\)个元素为\(1\)。思

令\(p_0=0,m\leftarrowm+1,p_{m}=n,a_i=p_i-p_{i-1}\)，设在\((p_{i-1},p_i)\)中有\(d_i-1\)个B变成了A，满足\(\sum_{i=1}^m(d_i-1)=k\)，让\(k\leftarrowk+m\)，这样\(d\)需要满足的限制就变成了\(\sum_{i=1}^md_i=k\)。这也可以看作把\(a_i\)分成\(d_i\)个正整数之