第一次打馬拉松。。
a 一看題。。什麼鬼。。
n=4竟然是無解,第乙個點給了乙個n=5的,好像是構造的挺有規律的樣子。。
那就偶數無解,奇數照著他的構造方法寫一發吧。。
怎麼a了?不管了。。
既然結束了還是要回來好好想一下是什麼情況的。
偶數肯定是無解的,因為一共有n(
n−1)
2 條邊,那麼每種顏色的邊出現次數相等的話,就意味著每條邊應該出現n−
12次,那麼就要求n−
1mod2≡
0 ,所以n只能是奇數。
那麼我們不妨把節點和顏色編號改為[0,n),然後令(i,j)的顏色是i+j mod n.
這樣對於任意乙個三元環(i,j,k)(
i<
j<
k ),它的邊的顏色就是(i+j,j+k,i+k)。二者之間其實是可以一一對映的。如果邊的顏色是(a,b,c),那麼三元環就是(a+
b−c2
,a+c
−b2,
b+c−
a2),而既然n是奇數,那麼2就是有逆元的。
b 一開始沒有考慮清楚邊界情況,以為直接從n=0開始dp,前面的都塞滿0就可以了,但是這樣的話n=2的時候10就會是乙個非法狀態。所以說要從n=2或3開始dp才行。
c 顯然零點有乙個
π 的週期,然後我猜它在(0
,π) 是單調的,二分了乙個零點。
結果一直過不了樣例,調了半天發現把乙個double寫成int了。。交上去發現a了。。
結束了之後來考慮一下這是什麼情況。。
於是又學了一遍三角函式。。最後發現原來這麼大的式子根本毫無卵用。∑k
=1w(
asin
(x+k
)k+s
in(k
)+bc
os(x
+k)k
+cos
(k))
=∑k=
1w(a
k+si
n(k)
(cos
ksin
x+si
nkco
sx)+
bk+c
os(k
)(co
skco
sx−s
inks
inx)
)=as
inx+
bcos
x=αs
in(x
+β)
也就是由輔助角公式的乙個簡單推論:sin(x)的線性和還是sin(x)。
d 顯然答案的式子應該這麼化:∑x
∈sub
tree
(v),
v∈so
n(u)
(siz
e(u)
−siz
e(v)
)bit
[dep
th[x
]−de
pth[
u]]
我們單獨考慮每一位2k
,顯然如果在
mod2k+
1 意義下運算這一位是不會變的。如果這一位是1的話,就意味著x−
a∈[2
k,2k
+1) 。那麼就相當於是子樹查詢權值在乙個範圍裡的數的個數。
可以dfs序+主席樹,但是常數太大t了。。後來發現直接在dfs的時候+bit就很好寫。。
時間複雜度o(
nlog22
n) e
對於每乙個g(
i),列舉它的約數j,f(
ij) 會被貢獻h(j)次。 若j
=px1
1px2
2...
,則h(j
)=∏o
(k+x
o−1k
−1) .
這樣k雖然看起來很大,但是沒啥用直接模109
+7就行。
先篩出每個數的最小質因子,然後h,g都可以暴力求,時間複雜度o(
nlogn)
. f
考慮f(i,k)表示x部1~i個點匹配了k個,最大的y部的節點是多少。
轉移就是f(
i,k)
=min
那麼考慮同乙個i,對於k來說f顯然是單增的。因為假如有f(i,k)≤f(i,k-1),那麼考慮在f(i,k)的最優方案中,前k-1條匹配邊一定 < f(i,k),那麼就意味著f(i,k-1) < f(i,k),就產生矛盾了。
也就是說其實f(i,k)的轉移是如果f(
i−1,
k−1)
∈[li
,ri)
,就一定有f(
i,k)
=f(i
−1,k
−1)+
1 ,因為f(
i−1,
k−1)
+1≤f
(i−1
,k) ;否則如果f(
i−1,
k−1)
&&f(i
−1,k
)≥li
,就一定有f(
i,k)
=li .
那麼就相當於是區間+1,單點修改,把乙個數移到從乙個地方移到另乙個地方。就用splay/fhq treap維護一下就可以了。
很久沒寫splay了。。結果找前驅/後繼的時候忘了pushdown調了乙個小時。。
時間複雜度o(
nlogn)
,結果跑了2s+…
總結:
①dp的時候一定要考慮好邊界情況。
②一定要想清楚變數的型別int/long long/double.
③寫**的時候一定要考慮清楚。
④sin(x)的線性和還是sin(x).
⑤遍歷樹的時候一定要記得下傳標記!
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