題目
好題啊\(sam\)+單調佇列優化\(dp\)
首先這個\(l\)滿足單調性真是非常顯然我們可以直接二分
二分之後套乙個\(dp\)就好了
設\(dp[i]\)表示到達\(i\)位置熟悉的文章的最大長度
有乙個非常顯然的\(dp\)方程
\[dp_i=max\\ (i-j>=mid)
\]同時\([j+1,i]\)這個子串也得是模式串裡的乙個子串
對於上面那個\(dp\)方程，我們把\(i\)提出來，用單調佇列維護一下\(dp_j-j\)的最大值就好了
下面這個限制條件的話，我們可以處理出以\(i\)這個位置的為結尾的和所有的模式串的最長公共子串的長度\(mx[i]\)
這個處理的話我們直接在\(sam\)上過一遍就好了
之後我們就有了第二個限制
\[j>=i-mx[i]
\]經過分析我們可以發現\(i\)每次穩定加\(1\)，而\(mx[i]\)每次最多加\(1\)，所以\(i-mx[i]\)是單調不降的的
於是我們還是可以用單調佇列來維護
複雜度\(o(tnlogn)\)
**
#include#include#include#include#define maxn 2000010
#define re register
#define ll long long
#define max(a,b) ((a)>(b)?(a):(b))
#define min(a,b) ((a)<(b)?(a):(b))
char s[maxn];
int fa[maxn<<1],len[maxn<<1],son[maxn<<1][3];
int mx[maxn];
int q[maxn],dp[maxn];
int t,m,n,cnt=1,lst=1;
inline void ins(int c)
int x=son[f][c];
if(len[f]+1==len[x])
int y=++cnt;
len[y]=len[f]+1,fa[y]=fa[x],fa[x]=fa[p]=y;
for(re int i=0;i<3;i++) son[y][i]=son[x][i];
while(f&&son[f][c]==x) son[f][c]=y,f=fa[f];
}inline void query()
while(now&&!son[now][s[i]-'0']) now=fa[now];
if(!now)
l=len[now]+1,mx[i]=l;now=son[now][s[i]-'0']; }}
inline int check(int mid)
if(dp[n]*10>=n*9) return 1;
return 0;
}int main()
while(t--)
printf("%d\n",ans);
} return 0;
}
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