我好菜啊都不会
T1.boats
题目大意：给你N段区间，按顺序决定每段区间可以选一个数或不选，若选则选的这个数必须大于所有在这之前选的数，求有多少种方案。（N<=500，区间在[1,1e9]范围内）
思路：我的做法比较奇怪……根据DP的思路，题目可以转化为一个数列一开始0的位置是1其他都是0，然后每次把一个区间里的数全部变成原来数列的前缀和，然后我按权值分了个块，把区间左右端点离散后如果相邻的差超过k就分成相差不超过k的几块，预处理出一开始都为1的各个长度的区间经过若干次前缀和后和为多少，我们就可以把一个区间的和表示成有几种初始值，每种进行若干次前缀和后的总和，每次操作把一个新的值插入离散出来的区间里，利用预处理的信息算答案（有点难说清楚，感兴趣的参见代码实现……），复杂度O(kn+(1e9/k+n)*n^2)，k为块大小，子任务制得分58/100（最后一个T），后来发现多次前缀和就是组合数，于是复杂度变成O(k+(1e9/k+n)*n^2)，好像就能过了。
暴力算前缀和
#include<cstdio>
#include<algorithm>
using namespace std;
inline int read()
{
int x;char c;
while((c=getchar())<''||c>'');
for(x=c-'';(c=getchar())>=''&&c<='';)x=(x<<)+(x<<)+c-'';
return x;
}
#define MN 500
#define MC 11000
#define K 100000
#define MOD 1000000007
int l[MN+],r[MN+],c[MC+],cn;
int f[MN+][K+],s[MC+],t[MC+],p[MC+][MN+];
inline int mod(int x){return x>=MOD?x-MOD:x;}
int main()
{
int n=read(),i,j,k,x,v;
for(i=;i<=K;++i)f[][i]=i;
for(i=;i<=n;++i)for(j=;j<=K;j+=)
f[i][j ]=mod(f[i][j-]+f[i-][j ]),
f[i][j+]=mod(f[i][j ]+f[i-][j+]),
f[i][j+]=mod(f[i][j+]+f[i-][j+]),
f[i][j+]=mod(f[i][j+]+f[i-][j+]);
for(i=;i<=n;++i)c[++cn]=l[i]=read()-,c[++cn]=r[i]=read();
sort(c+,c+cn+);
for(i=,j=;i<=cn;++i)if(c[i]!=c[j])c[++j]=c[i];cn=j;
for(i=,j=cn;i<j;++i)for(k=c[i];c[i+]-k>K;)c[++cn]=k+=K;
sort(c+,c+cn+);
for(i=;i<=n;++i)for(j=x=;j<=cn;++j)
if(c[j-]>=l[i]&&c[j]<=r[i])
{
p[j][t[j]++]=x;x=mod(x+s[j]);v=c[j]-c[j-];
for(k=s[j]=;k<t[j];++k)
s[j]=(s[j]+1ll*p[j][k]*f[t[j]-k][v])%MOD;
}
else x=mod(x+s[j]);
for(i=,x=;i<=cn;++i)x=mod(x+s[i]);
printf("%d",x);
}
组合数
#include<cstdio>
#include<algorithm>
using namespace std;
inline int read()
{
int x;char c;
while((c=getchar())<''||c>'');
for(x=c-'';(c=getchar())>=''&&c<='';)x=(x<<)+(x<<)+c-'';
return x;
}
#define MN 500
#define MC 1100
#define K 10000000
#define MOD 1000000007
int l[MN+],r[MN+],c[MC+],cn;
int f[K*+],vf[K*+],s[MC+],t[MC+],p[MC+][MN+];
inline int mod(int x){return x>=MOD?x-MOD:x;}
inline int inv(int x)
{
int r=,y=MOD-;
for(;y;y>>=,x=1LL*x*x%MOD)if(y&)r=1LL*r*x%MOD;
return r;
}
int main()
{
int n=read(),i,j,k,x,v;
for(i=f[]=;i<=K<<;++i)f[i]=1LL*f[i-]*i%MOD;
for(vf[i=K<<]=inv(f[K<<]);i--;)vf[i]=1LL*vf[i+]*(i+)%MOD;
for(i=;i<=n;++i)c[++cn]=l[i]=read()-,c[++cn]=r[i]=read();
sort(c+,c+cn+);
for(i=,j=;i<=cn;++i)if(c[i]!=c[j])c[++j]=c[i];cn=j;
for(i=,j=cn;i<j;++i)for(k=c[i];c[i+]-k>K;)c[++cn]=k+=K;
sort(c+,c+cn+);
for(i=;i<=n;++i)for(j=x=;j<=cn;++j)
if(c[j-]>=l[i]&&c[j]<=r[i])
{
p[j][t[j]++]=x;x=mod(x+s[j]);v=c[j]-c[j-];
for(k=s[j]=;k<t[j];++k)
s[j]=(s[j]+1LL*p[j][k]*f[t[j]-k+v-]%MOD*vf[t[j]-k]%MOD*vf[v-])%MOD;
}
else x=mod(x+s[j]);
for(i=,x=;i<=cn;++i)x=mod(x+s[i]);
printf("%d",x);
}
T2.fireworks
题目大意：给出一棵带边权的树，调整树上边长的消耗是调整后的减去调整前的绝对值，求使根节点到所有叶节点距离相等的最小花费，边长必须大等0。（叶节点个数M<=300,000，每个非叶节点除连向父亲外至少连2条边）
思路：不会，打了个中位数乱贪心，好像会把边权弄成负的所以挂了，捆绑测试只有7分……
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<vector>
#include<iostream>
using namespace std;
#define ll long long
inline int read()
{
int x=;char c;
while((c=getchar())<''||c>'');
for(;c>=''&&c<='';c=getchar())x=(x<<)+(x<<)+c-'';
return x;
}
#define MN 300000
struct edge{int nx,t,w;}e[MN*+];
int n,h[MN+],en;
ll f[MN+],l[MN+],r[MN+];
vector<ll> v[MN+];
inline void ins(int x,int y,int w)
{
e[++en]=(edge){h[x],y,w};h[x]=en;
e[++en]=(edge){h[y],x,w};h[y]=en;
}
inline ll z(ll x){return x<?-x:x;}
void dp(int x,int fa)
{
if(x>n)return;
for(int i=h[x];i;i=e[i].nx)if(e[i].t!=fa)
{
dp(e[i].t,x);
f[x]+=f[e[i].t];
v[x].push_back(l[e[i].t]+e[i].w);
v[x].push_back(r[e[i].t]+e[i].w);
f[x]-=r[e[i].t]-l[e[i].t];
}
sort(v[x].begin(),v[x].end());
l[x]=v[x][v[x].size()/-];r[x]=v[x][v[x].size()/];
for(int i=;i<v[x].size();++i)f[x]+=z(l[x]-v[x][i]);
}
int main()
{
int m,i,x;
n=read();m=read();
for(i=;i<=n+m;++i)x=read(),ins(x,i,read());
dp(,);
cout<<f[]/;
}
正解：用f[i][j]表示子树i内所有叶节点到i距离为j的最小花费，则易知每个f[i]均为下凸函数且可以由各儿子的f合并得到，f[i]具有以下性质：1.f[i][0]=子树i内边权和；2.f[i][0]处函数斜率为负的子树内叶节点个数；3.j足够大时f[i][j]斜率为1。这样我们只要知道f[i][0]之后何时函数斜率增大即可表示这个函数，我们可以记下每个拐点，每个拐点表示在这个点函数斜率增加1（拐点可重），这样儿子的f相加直接把所有拐点合并即可。儿子的f并入父亲的f前先要考虑连到父亲的这条边对儿子的f的影响，分各类情况讨论，我们有：假设凸包H(x)最小值在L~R处取到，这条边长为w，新凸包为H’(x)，则：x<=L时，H’(x)=H(x)+w；L<=x<=L+w时，H’(x)=H(L)+w-(x-L)；L+w<=x<=R+w时，H’(x)=H(L)；R+w<=x时，H’(x)=H(L)+(x-R)-w。即每次我们删掉拐点L和拐点R，并加入拐点L+w和R+w，然后删掉所有使斜率大于1的拐点即可。用可并堆维护拐点，最后把堆中元素全部取出计算答案，复杂度O(MlogM)。
#include<cstdio>
#include<algorithm>
using namespace std;
#define ll long long
inline int read()
{
int x;char c;
while((c=getchar())<''||c>'');
for(x=c-'';(c=getchar())>=''&&c<='';)x=(x<<)+(x<<)+c-'';
return x;
}
#define MN 600000
int fa[MN+],w[MN+],r[MN+],cnt;
ll p[MN*+];
struct heap
{
heap*l,*r;ll p;int d;
heap(ll p):p(p){l=r=;d=;}
friend inline int dis(heap*a){return a?a->d:;}
friend heap*merge(heap*a,heap*b)
{
if(!a)return b;if(!b)return a;
if(a->p<b->p)swap(a,b);
a->r=merge(a->r,b);
if(dis(a->l)<dis(a->r))swap(a->l,a->r);
a->d=dis(a->r)+;
return a;
}
}*rt[MN+];
int main()
{
int n,m,i,j;ll a,b,s=;
n=read();n+=m=read();
for(i=;i<=n;++i)++r[fa[i]=read()],s+=w[i]=read();
for(i=n;i>;--i)
{
if(!rt[i])rt[i]=new heap();
for(j=a=;j<=r[i];++j)
{
if(j<r[i])a=rt[i]->p;
else b=rt[i]->p;
rt[i]=merge(rt[i]->l,rt[i]->r);
}
rt[fa[i]]=merge(rt[fa[i]],merge(rt[i],merge(new heap(a+w[i]),new heap(b+w[i]))));
}
while(rt[])p[++cnt]=rt[]->p,rt[]=merge(rt[]->l,rt[]->r);
for(i=cnt;m;--m,--i)s-=m*(p[i]-p[i+]);
printf("%lld",s);
}
T3.gap
题目大意：交互题，有一个N个数的上升序列，不具体给出序列，仅支持一个操作：MinMax(l,r)，会给你数值大小在[l,r]内的序列中元素的最大值和最小值，要求你求出序列中相邻元素的最大差。subtask1：每次MinMax的代价为1，使用的代价不得超过(N+1)/2；subtask2：每次MinMax的代价为[l,r]间元素个数加1，使用的代价不得超过3N。（N<=100,000，序列中元素在[0,1e18]内）
思路：我只会subtask1，先询问[0,1e18]，得出最小值x最大值y，再询问[x+1,y-1]，以此类推，就能(N+1)/2次询问得出整个序列，得分30/100。subtask2做法：先询问[0,1e18]，得出最大最小值，则答案必然不小于(max-min)/(n-1)，我们在[min+1,max-1]内每(max-min)/(n-1)分一块，显然块内不存在答案，答案只可能是每一块的最大值与下一块最小值的差分，于是每一块询问一次就可以了，简单的计算后知道这么做最大的代价是3N-1。
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include"gap.h"
#define ll long long
using namespace std;
#define MN 100000
#define INF 1e18
ll a[MN+];
ll find1(int n)
{
ll l=,r=INF;int i,j;
for(i=,j=n;i<=j;l=a[i++]+,r=a[j--]-)MinMax(l,r,a+i,a+j);
for(i=,r=;i<n;++i)r=max(r,a[i+]-a[i]);
return r;
}
ll findGap(int t,int n)
{
if(t==)return find1(n);
ll p,i;int cnt=;
MinMax(,INF,a+,a);
p=(a[]-a[]+n-)/(n-);
for(i=a[];i<a[]-;i+=p)
{
MinMax(i+,min(i+p,a[]-),a+cnt+,a+cnt+);
if(a[cnt+]>)if(++cnt,a[cnt+]!=a[cnt])++cnt;
}
a[++cnt]=a[];
for(i=;i<cnt;++i)p=max(p,a[i+]-a[i]);
return p;
}