day1.
當時的zxn很弱，弱到連dfs都調不明白就開始去noip。
現在他會了dfs，二分答案，求lca，bfs，拓撲排序。
所以他回去填noip2015的題解坑。
t1.我現在依然不知道除了這種尾遞迴式的寫法之外還有啥別的寫法……
偽**：
void dfs(int i,int j,int x)
大概乙個迴圈確實能搞出來……
t2.
求最小環，當時zxn心裡確實也是這麼想的。
由於他太弱了不會dfs，所以他並不知道怎麼寫。
題解：
dfs一遍，記一下時間戳。
void dfs(int x)
次奧……？t掉了qaq
嗯我們還是冷靜一下，發現……
如果是bfs，需要拓撲排序，刪掉沒有用的那些點，只剩下環即可。
#include
#include
#include
#include
#define rep(i,n) for(int i = 1; i <= n ; i ++)
#define repg(i,x) for(int i = head[x] ;~ i ; i = edge[i].next)
#define rep_d(i,n) for(int i = n ; i > 0 ; i --)
#define rep_0(i,n) for(int i = 0 ; i < n ; i ++)
#define rd(i,x,n) for(int i = x; i <= n ; i ++)
#define clr(a,b) memset(a,b,sizeof(a))
#define v edge[i].to
using namespace std;
intread()
int to[200005];
bool vis[200005],vis_now[200005];
intq[200005],tid[200005],tim = 0,ans = 1
<< 30,end[200005];
int main()
int h = 0,t = -1;
rep(i,n)
if(!end[i])vis[q[++ t] = i] = 1;
while(h <= t)
rep(i,n)}}
printf("%d\n",ans);
return
0;}
t3.
鬥地主。
張地主出的一道水題。張地主親口說道：「noip的一道水題。」
張地主這次ctsc還出了一道提交答案題。
「我們可以發現第8個點是個網格圖。」
「第九個點是除了前幾個調換了下順序之外的網格圖。」
「第十個點是挖掉了一些點的網格圖。」
whx：「我要吐槽！怎麼檢驗它是網格圖呢？」
「我的暴力spfa怎麼跑的這麼慢呢……？」
tat
題解：
暴力搜尋即可。
我們考慮對於當前的手牌，先列舉順子應該會優一點，因為這樣方便加最優性剪枝。
我們考慮：
if(ans <= depth )return;
加這個剪枝就過了。
#include
#include
#include
#include
#define rep(i,n) for(int i = 1; i <= n ; i ++)
#define repg(i,x) for(int i = head[x] ;~ i ; i = edge[i].next)
#define rep_d(i,n) for(int i = n ; i > 0 ; i --)
#define rep_0(i,n) for(int i = 0 ; i < n ; i ++)
#define rd(i,x,n) for(int i = x; i <= n ; i ++)
#define clr(a,b) memset(a,b,sizeof(a))
#define v edge[i].to
using namespace std;
int s[20];
int read()
int cases,n,ans;
void dfs(int now)
rep_0(i,13)
if(s[i] == 3)
ans = min(ans,a + b + c + now);
rep_0(i,8)
if(j == 12)j --;
while(j >= i)s[j --] ++;
}rep_0(i,10)
if(j == 12)j --;
while(j >= i)s[j --] += 2;
}rep_0(i,11)
if(j == 12)j --;
while(j >= i)s[j --] += 3;
}}int main()
dfs(0);
if(s[13] == 2)ans ++;
printf("%d\n",ans);
}return
0;}
#include
#include
#include
#include
#define rep(i,n) for(int i = 1; i <= n ; i ++)
#define rep_0(i,n) for(int i = 0 ; i < n ; i ++)
#define rd(i,x,n) for(int i = x; i <= n ; i ++)
#define clr(a,b) memset(a,b,sizeof(a))
#define v edge[i].to
using
namespace
std;
int read()
int n,m,l;
int dis[50005];
bool check(int x)
return1;}
int bin_ans(int l,int r)
int main()
zxn在乙個月前不可置信地問fsf:」這怎麼可能是一道特別簡單的dp？」
現在他看到這道題：」哦我自己真是智障。」
設f[i][j][k]表示a串到i，b串到j，一共搞了k個串連起來的方案數。 (a
[i]==
b[j]
anda
[i−1
]!=b
[j−1
])f[
i][j
][k]
=∑pf
[p][
j−1]
[k−1
] (a
[i]==
b[j]
anda
[i−1
]==b[
j−1]
)f[i
][j]
[k]=
∑pf[
p][j
−1][
k−1]
+f[i
−1][
j−1]
[k]
字首和 + 滾動陣列優化。
這就沒了啊qaq
t3.
zxn原來一直讀錯題了。
他讀成了使得所有的花費總和最小。
題解：使得最大的花費最小，顯然二分答案。
問題是怎麼check。
我們可以利用它的lca。
我們考慮這兩個點(u,v)，如果dis(u,v) >ans，那是要擔責任的。
我們把u - > v的路徑都標一遍，表示它們用過一遍，並且我們把距離答案最大的差記為lim。
假設我們有p條邊要擔責任。
當有一條邊a它的邊權 >= lim，且有use[a] == p，那麼我們就可以刪掉它了。
總的複雜度我一開始以為這是個暴力，所以一直覺得自己不會做。
現在想想每次複雜度是可以優化成o(n)的啊qaq
考慮我們每次只標一下那兩個節點和它們的lca。
我們直接對它們到lca的路徑都加一下就好了，但是如果每乙個都單獨加的話顯然是不優的。
我們考慮其實這個玩意可以用dfs序優化一發，就是我們每次找葉子節點進行往上的遞推。
這樣就是o(n)的辣qaq
總複雜度是o(nl
og2n
) 所以zxn還是太弱了qaq
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