設 \(n=2k\),可以得到
\[\prod_^n i!=\prod_^k 2i\times\left((2i-1)!\right)^2
\]所以要考慮的本質上是 \(2^2\rfloor}(\lfloor\frac2\rfloor)!\),直接判定這兩者是不是完全平方數並哪項不是刪掉即可
對於 \(n=2k+1\) 的情況,最多也只會刪掉 \(n!,2!,(\lfloor\frac2\rfloor)!\) 三項,那麼先判定序列是不是能刪掉 \(0/1/2\) 項來做到合法,否則直接給出構造
考慮給每個質因子乙個隨機權值,那麼合數的權值就是其所有出現次數為奇數的質因子權值異或和,判定是不是存在乙個 \(x!\) 的權值是 \(n!\) 以及是不是存在乙個 \(x!\) 的權值是 \(n!\ \oplus\ y!\ (y\in [1,n])\) 即可
設隨機向量長度為 \(b\) 時,乙個不是完全平方數的數字被異或成了完全平方數的概率是 \(\left(\frac2\right)^b\),本質上是 \(\sum\limits_}\binomx=\sum\limits_}\binomx\),其中 \(n\) 是某個數字**現奇數次質因子的數量
在 \(|s|=n-2\) 時 \(\frac=x!\) 中 \((x,y)\) 有 \(n^2\) 種,那麼正確率就是 \(\left(1-\frac\right)^\),在 \(b=64\) 而非 \(32\) 時才可以得到較高正確率
原式進行簡單的和式變換就可以得到:
\[\sum_^\sum_ \mu\left(\fraci\right)\fracf(i,\left\lfloor\fraci\right\rfloor)f(i,\left\lfloor\fraci\right\rfloor)
\]其中 \(f(n,m)=\sum\limits_^m\varphi(in)\)
處理 \(f(n,m)\) 能做到 \(\theta(qn)\) 複雜度,但是其實 \(i\) 比較大的時候要求的東西在每個詢問中都是差不多的,所以預處理 \(x\in[1,b],y\in[1,b]\) 的所有 \(f(n,x),f(n,y)\) 的乘積並字首和,每次詢問對於 \(i\le \left \lfloor\frac nb\right \rfloor\) 的部分暴力,剩下的整除分塊即可
由於 \(n\) 實在是太小了,列舉其全排列,對於 \(p_i>p_\) 那麼限制是 \(a_\ge a_}\),否則嚴格大於
這時候每個位置的選值集合就是本身上界減去前面嚴格大於的數字,同時還要做字尾 \(\min\)
現在限制變成了大於等於,可以使用格路計數的容斥來做,設上界分別是 \(a_1\sim a_n\),\(f_i\) 表示走到了橫座標為 \(i\) 的列的方案數(不限制縱座標),轉移就是列舉第一次超出界限的位置即可
顯然要暴力算組合數,因為 \(n\) 實在是太小了
不難觀察到圖的直徑不超過 \(15\),預處理 \(f_,g_\) 分別表示 \(i\) 到顏色 \(c\) 最近的距離和顏色為 \(c_1\) 某點到顏色為 \(c_2\) 某點的最短路
不難發現一對 \((i,j)[i的最短路就是 \(\min\limits_\left\+f_+1,j-i\right\}\)
對於 \(j-i\le 15\) 的情況,選擇的中轉顏色的點可能是同乙個,再 \(+1\) 可能產生錯誤,那麼直接衝暴力
否則觀察到 \(f_=g_/g_+1\)
否則列舉 \(j\) 考慮小於之並且距離之至少為 \(16\) 的所有 \(i\),使用二進位制狀壓他們的 \(f_-g_\),這些 \(i\) 的另外乙個屬性是他們的顏色
對於兩個屬性都相同的 \(i\) 到 \(j\) 是相同的,計算即可
掃瞄線,乙個區間是好區間的條件是 \(\max-\min-(r-l)=0\),使用兩個單調棧分別維護最小/最大值,區間加增量即可
要求的是歷史權值之和,使用乙個全域性加權值的操作實現
由於 \(i\) 處是 \(0\) 致使全域性最小值也是 \(0\),那麼 「加權值」 的判定就是子區間最小值是大區間最小值
一開始並沒有注意到加權值的判定條件,那麼寫了個暴力過掉了所有 codeforces 資料,不得不震驚
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