snuke 認為兩個旗子間的最小距離越大越好. 請你求出最大值.
今天這都是些集訓隊作業啊！
這個題本來以為一眼能做結果死磕磕不動
二分答案肯定是要的，問題是怎麼判定解
1.dp肯定不行了
2.資料結構，也不行
3.圖的最大獨立集，比較靠譜但是。。。複雜度**
正解：2sat
考完聽他們說才恍然大悟，我在分析的時候漏掉了乙個條件，重點都放在了"xi,yi只能選乙個"
但是還有乙個條件:「xi,yi必須選乙個」，我把這個重要條件作為判斷二分可行性最後才用了
說說怎麼構圖
我們將所有的xi,yi放入乙個陣列s並排序，我們假設ai=0/1表示si這個位置有沒有放旗子
顯然有兩種邊：
1.若si和sj本來是同乙個同乙個k的xk,yk的話，這兩者只可選擇其一，即ai^aj=1
2.|si-sj|《我們二分的mid，那麼這兩者最多選乙個即ai&aj=0
很明顯，如果直接暴力構圖是過不去的，我們可以考慮以下兩種優化方法：
1.線段樹優化連邊
2.分塊優化連邊
具體思路就是建立一些輔助點，當乙個點x向一片區間s[l,r]連邊的時候不需要每個都連線而是通過輔助點，這樣可以減少邊的總數(類似於中轉站)
當然以上兩種做法都比較複雜，我講一種很簡單而且很快的做法
我們二分答案的時候，我們發現需要將r開得很大(10^9)
而且我們注意到，如果暴力連邊，mid越大，邊的數量就越多，而答案通常不大
所以我們考慮儘量減少r來降低複雜度
這裡我們考慮一種dp的形式
假設這個問題中，xi,yi可以同時取，那麼這個問題就變成了乙個在s上的動態規劃
方程為f[j]=max(f[i]+1)
inline
void adj(int x,int y)
void dfs(int x) else
if(!col[v]) low[x]=min(dfn[v],low[x]);
if(low[x]==dfn[x]) while(stk[top--]!=x);
} }bool gscn(int n)
} g;
struct dt s[n<<1];
int x[n],y[n],p[n<<1],n,m=0,c[n];
inline
bool c1(dt a,dt b)
return l;
}inline
int upperbound(int p,int k)
return l;
}void buildgraph(int x)
}int v[n<<1],f[n<<1];
inline
bool ok(int x)
return f[m]>=n;
}int main();
s[++m]=(dt);
} sort(s+1,s+1+m,c1);
for(int i=1;i<=m;++i)
} int l=0,r=100000000;
for(int m;l1>>1;
if(ok(m)) l=m;
else r=m-1;
} l=0;
for(int m;l1>>1;
buildgraph(m);
if(g.gscn(m<<1)) l=m;
else r=m-1;
} printf("%d\n",l);
}
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