page動(dòng)態(tài)最小生成樹離線題復(fù)雜度nlogn2或α

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BZOJne?ynlogn^2nlognα(n)nce動(dòng)態(tài)樹(較快)。復(fù)雜度nlogn平衡樹dfs括號(hào)序列。復(fù)雜度nlognrixAA0P-1A1,k和Ak,10A（AP的整數(shù) -A1,1+=kAi+jAi,jk，i+jAi,jk - - -當(dāng)我們把A1,ik時(shí),要把Aikk -Ai,10那么有30%的數(shù)據(jù)可以搜索解決。30%2-SatSGU307CipherAAj,1的取值范圍。根據(jù)，除了A1,1以外，Ai,1的取值是互不影響的。不斷更新第一列每個(gè)元素的可以取值的范圍，一旦出現(xiàn)有某個(gè)元素下界大于上界的情況就剪Sgu307題意：有一個(gè)N*M的01矩陣A，通過變換得到(N-1)*(M-1)的矩陣B)BACORRUPT。其中2-sat問題。1A(i,j)枚舉A(i,m)A(n,j)的四種取值組合，比如當(dāng)我們枚舉A(i,m0,A(n,j0,時(shí)，發(fā)現(xiàn)A(i,j)A(i,m)=0，A(n,j)1,一旦A(n,j)=0，A(i,m)1。對應(yīng)在圖中，添加有向邊(i,m,0)n,j,1)以及(n,j,0?nlogn (i,j)d 1in,1j d 把每種枚舉的時(shí)間復(fù)雜度降到O(sqrt(n))O(n)。堆+劃分樹/堆+線段樹/堆+稀疏表(區(qū)間第k大/rmq+區(qū)間)。復(fù)雜度nlognC[i]ihash。D4-D2C23C3C23C2-3*C3uge遞推式子是ans:=(ans+(ans*(i-la[i]-di-lib]Chocolate--b]Chocolatespfaocolatev]題意：有一摞不同分值的硬幣，第一個(gè)人只能拿1枚或2枚，以后每個(gè)人拿的硬幣數(shù)過f[i][j]ij枚硬幣的情況下，先手最多能拿多少分值的硬幣。轉(zhuǎn)移；f[i][j]=max{sum[i]–f[i-k][k]|k=1..min(j+j,i)}優(yōu)化：由于f[i][j]與f[i][j+1]有很多的地方，所以我們可以在此減小轉(zhuǎn)移的復(fù)雜度v]nlognv]spfan]BuyingFeed,eeset]Flying?會(huì)??n 線段。復(fù)雜度nlogn士 隊(duì)]激光?n<=7000，xyn^2logn的算法y從大到小排序，則只能按照順序選。xDPf[i][j]ij的方案數(shù)（M=1的情況特判）f[i][j]=1+sigma(f[j][k])x[i]x[k],x[j]之間N^3N^2lgNTLE。f[j][k]會(huì)對哪些ff[j][k]-->f[i][j]x[i]在x[k],x[j]之間。g[j][i]=f[x[i]][j]-1則g[j][i]=sigma(f[j][k])ix[k],x[j]x[j]為中心，x[k]i隊(duì)]系^2lognDP，倍增。f[i][j]i，modPjf[n][i]、f[n][j]轉(zhuǎn)移到f[n+n][i*B^n+j]2^B*m^2logn。（求凸線A、BC。O(n)。nlogW第一問已經(jīng)求出了下凸殼。復(fù)雜度O(n)?隊(duì)]數(shù)據(jù)問dfsnlogn1i與父親雙向連邊。iidep[i]+a[i]的點(diǎn)連邊。這些目標(biāo)點(diǎn)在bfs?yf[0][i][j]表示當(dāng)前在隊(duì)列1i位置2已該j位置的分?jǐn)?shù)減小最小值用f[1][i][j]表示當(dāng)前在隊(duì)列2j位置1已該i位置的分?jǐn)?shù)減小最小值21已走完的分?jǐn)?shù)減小最小值>)隊(duì)]小Znsqrt(n)nsqrt(n)隊(duì)]employ?Protoss動(dòng)態(tài)樹+線段樹dfs序最小費(fèi)用最大流的增廣。復(fù)雜度nlogn隊(duì)]玩紅隊(duì)]Will類似BZOJ2005：[Noi2010]能量容斥。復(fù)雜度nlogn常數(shù)。大數(shù)據(jù) i1e勘動(dòng)態(tài)樹連通性，復(fù)雜度nlognnlogn同BZOJ1891：的煩惱BZOJ2117：[2010國家集訓(xùn)隊(duì)]Crash?nlogn離線倒著做，并查集。復(fù)雜度nα(n)？?v]Cow?v]Feed飼用f[i][j]表示遞推到第i個(gè)商店時(shí)，i-1個(gè)商店一共買了j的飼料，這樣就有狀態(tài)轉(zhuǎn)移方程min里面的只和k有關(guān)而且k是要滿足一定范圍的這時(shí)我們可以用單調(diào)隊(duì)列來f[i-v]VisitingCows??狀態(tài)壓縮DPn+m-2n-1次，一個(gè)個(gè)拆分成第二個(gè)m-1次...n-集合數(shù)*2。sum[opt]opt對應(yīng)的元素和。f[opt]opt0的子集。(2^iandopt>0)sum[opt]=0k=1否則f[opt]0sum[opt]=0f[opt]opt0。ridgesfor?????vm的最小值。?狀態(tài)壓縮DP3^n?????我們設(shè)從棧底到棧頂?shù)臄?shù)依次為a[1..n]，就是按照題目給定的輸入順序編號(hào)。接下來我們考慮什么情況下i和j不能進(jìn)入同一個(gè)棧，我們發(fā)現(xiàn)當(dāng)i<j時(shí)，如果a[i]<a[j]，并且存在一個(gè)k使得j<k且a[k]<a[i]，也就是說i<j<k且a[k]<a[i]<a[j]，那么顯然第i個(gè)數(shù)和第j個(gè)數(shù)不能a[i]進(jìn)棧時(shí)，由于存在比它小的a[k]，所以a[i]只有等a[k]a[i]才能出棧，但是當(dāng)a[j]a[i]就被壓在了下面如果a[i]想出棧則a[j]必須先出棧，但是如果a[j]先出棧就會(huì)導(dǎo)致大的數(shù)比小的數(shù)先出棧，這顯然是不合法的。因此我們就得到了一個(gè)O(n^2)的做法，我們建一個(gè)無向圖，把所有不合法的(i,j)之間連一條邊，這樣就變成了判斷該圖是否是一個(gè)二分圖。上述算法的瓶頸就在b[i]＝min(a[k])，i<k<＝n。則上述條件中i<j<k且a[k]<a[i]<[j]就變成了i<jb[j]<a[i]<a[j]。我們可以發(fā)現(xiàn)對于一個(gè)a[j]，有用的a[i]范圍是在[b[j]+1,a[j]－1]之間的，而且從b[i]的定義我們可以發(fā)現(xiàn)隨ib[i]也是單調(diào)不減的，因此區(qū)間[b[j]+1,a[j]－1]j不減的。我們考慮從1njjb[j]a[j]－1組成的數(shù)與ja[j]O(n^2)新建一個(gè)集合，這樣②就變成了把所有存在小于等于a[j]－1的集合與j連一條邊，然后合O(nlogn^2)s?ne?lligence一個(gè)個(gè)往下找，每次找當(dāng)前位置后的第一個(gè)詢問序列的當(dāng)前數(shù)。復(fù)雜度O(n)manacher。復(fù)雜度O(n)?p?，這個(gè)奇數(shù)無論如何都無法被消掉，因此我們考慮預(yù)處理每條對角線(i,j)連接以后分成的兩半點(diǎn)是否都是偶數(shù)。我們考慮枚舉點(diǎn)i的位置，將所有的羊按照以i為中心進(jìn)行極角排序，記mO(n＋m)有一只羊在這條對角線上，那么這條對角線也是不合法的。極角排序的時(shí)間復(fù)雜度為O(mlogm)，因此每個(gè)位置i的統(tǒng)計(jì)時(shí)間為O(mlogm)。得到這個(gè)以后我們定義dp[i][j]表示順時(shí)針方向上的第i個(gè)點(diǎn)到第j個(gè)點(diǎn)的方案數(shù)，轉(zhuǎn)移方程是dp[i][j]＝Σdp[i][k]×dp[k][j]，其中i<k<j，當(dāng)i和j為不合法的對角線時(shí)有dp[i][j]＝0，邊界條件是dp[i][i＋1]＝0，最終的答案是dp[1][n]O(n^3＋n*mlogm)?2090:[Poi2010]Monotonicity2tonicity①dp[i]＝max(dp[j])＋1dp[j]②dp[i]＝max(dp[j])＋1dp[j].，長度為的最大數(shù)為