也不能算考得好，雖然這次A了一道題，但主要是那道題太簡單了，沒啥成就感，而且有好多人都A掉了
除了那一道，其他的加起來一共拿了25pts，這我能咋辦，無奈的去改題
整場考試的狀態並不是很好啊，不知道是剛放假回來的原因還是昨天晚上沒睡好，
考試的時候一直很困，那種睜不開眼的困，然後導致我這次考試前三個題，屁大點的思路都沒有
所以還是要保養好精神的，畢竟還有這麼多事
所以我下次考試要保持一個好的狀態，然後拿最多的分；；；
這次的考題思路極其怪癖，不對，是清奇！！！而且是想不到的清奇
正解：：：：
T1 星際旅行
題意：一條路徑，經過兩條邊一次，其他的經過兩次，求方案數啊
這題迷的不行，這個讓求方案數，應該很多吧，然後他還不取模，我就懵圈了，這算啥方案數？？？
做取模的題做多了，以為方案數都特別大，其實也有小一些的，longlong足以解決這個題
整個就是一大模擬，對我來說，可是我一開始沒有看出來咋模擬，
後來聽了碩隊的講解，才明白，這是讓你去邊找尤拉路吶～～～
具體做法就是將所有的路徑拆分成兩條不同方向的路徑，我們就有了2*m條路徑，然後我們在這些路徑中去掉兩條
去掉之後，可以使這個圖上的邊（拆分後的邊），能夠一筆畫完，（找之前別忘了判斷圖上的邊是否全部聯通）
我們考慮尤拉圖存在的條件，有兩個或者沒有連奇數條邊的節點，所以根據這個定義，我們可以拆掉的邊只有三種情況
1、任意兩個自環（拆自環的話，每個點的邊數減少二，不會影響結果）
2、兩個連在同一點上的邊（只能這樣拆，因為這樣那個共同的點拆之後還是偶數，如果任意拆兩條邊，那麼會有四個邊數為奇數的點）
3、任意一個自環和任意一條邊（自環不影響，邊造成兩個奇點）
所以我們在實現的時候，只需要統計有多少自環，有多少邊，每個點的度數，用計數原理乘一乘就好了
注意判斷是否聯通的時候，可以有點沒有遍歷到，但是邊必須都要遍歷到
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define re register int
#define ll long long
const int N=100005;
int n,m;
int to[N*2],nxt[N*2],head[N],rp;
int zi,oi,du[N];
ll ans;
void add_edg(int x,int y){
to[++rp]=y;
nxt[rp]=head[x];
head[x]=rp;
}
bool vis[N],edg[N];
int vi;
void dfs(int x,int f){
//cout<<x<<" ";
if(vis[x])return ;
vis[x]=1;
for(re i=head[x];i;i=nxt[i]){
int y=to[i];
//cout<<x<<" "<<y<<" "<<vi<<" ";
//if(y==x)vi++;
//cout<<vi<<endl;
if(y==f)continue;
vi++;
//cout<<x<<" "<<y<<" "<<vi<<endl;
if(vis[y]==0)dfs(y,x);
}
}
signed main(){
scanf("%d%d",&n,&m);
for(re i=1;i<=m;i++){
int x,y;
scanf("%d%d",&x,&y);
edg[x]=edg[y]=1;
if(x==y){
add_edg(x,y);
zi++;
}
else{
add_edg(x,y);
add_edg(y,x);
oi++;
du[x]++;
du[y]++;
}
}
for(re i=1;i<=n;i++){
dfs(i,0);
if(vi!=0)break;
vis[i]=0;
//cout<<endl;
}
for(re i=1;i<=n;i++){
if(!vis[i]&&edg[i]){
//cout<<i<<endl;
printf("0");return 0;
}
}
ans+=1ll*zi*oi;
ans+=1ll*zi*(zi-1)/2;
//cout<<ans<<endl;
for(re i=1;i<=n;i++){
if(du[i]>1)ans+=1ll*du[i]*(du[i]-1)/2;
}
printf("%lld",ans);
}
T1
T2 砍樹
這個題好像比最後一個題還水：：：：
題意：每隔d天砍一次樹，把比期望值高的那部分砍掉，問你在最多砍k長度的情況下，最大的d是多少
所以這個題是個數論題，我竟然沒看出來，我瞬間感覺我莫比烏斯專題白學了，竟然連這個題都不會推！！！
氣人，所以這個題就是一個簡單的推式子，程式碼寫出來25行不到。。。。
我們要求的就是
$ \sum \limits_{i=1}^{n} \left ( \left \lceil \frac{a_i}{d} \right \rceil \times d -a_i\right )\le k $
$ \sum \limits_{i=1}^{n} \left ( \left \lceil \frac{a_i}{d} \right \rceil \times d \right )-\sum\limits_{i=1}^{n}a_i\le k $
$ \sum \limits_{i=1}^{n} \left ( \left \lceil \frac{a_i}{d} \right \rceil \times d \right )\le\sum\limits_{i=1}^{n}a_i+k $
設C = $ \sum\limits_{i=1}^{n}a_i+k $
$ \sum \limits_{i=1}^{n} \left \lceil \frac{a_i}{d} \right \rceil \le \frac{C}{d} $
$ \sum \limits_{i=1}^{n} \left \lceil \frac{a_i}{d} \right \rceil \le \left \lfloor \frac{C}{d}\right \rfloor $
所以我們就發現後面的式子就是一個關於數論分塊的東西
我們就可以用分塊去求每個塊的左右邊界了，不會自己找部落格
右側的每一個塊內，一定是右邊界最優，而左邊，顯然隨著d的增加他是遞減的，所以我們只需要每次判斷右邊界的取值然後更新答案即可
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define re register int
#define ll long long
const int N=105;
int n;
ll a[N],k,ans;
signed main(){
scanf("%d%lld",&n,&k);
for(re i=1;i<=n;i++)scanf("%lld",&a[i]),k+=a[i];
for(ll l=1,r;l<=k;l=r+1){
r=k/(k/l);
ll tmp=0;
for(re i=1;i<=n;i++){
tmp+=a[i]/r;
if(a[i]%r!=0)tmp++;
}
if(tmp*r<=k)ans=r;
}
printf("%lld",ans);
}
T2
T3 超級樹
他把所有的點到他祖先的邊都連起來了，這邊數多的要爆炸啊
題意：按照上面說的先構建一顆超級樹，然後尋找樹上的路徑條數，要求要遍歷每一個點不超過一次，就是說可以不走這個點，單點也算一條路徑
這種題，邊數如此之多，我們只能往dp的方向去想，不然你去遍歷整個圖啊，而且你還遍歷不完，這咋辦，雖然考場上我看到這個題就想困，但是我知道他是個dp
但是這個dp方程也太不正常了，我看題解理解了半個多小時，那我要是自己想得想多久啊，真不知道啥境界才能想出正解啊
設dp[i][j]表示目前i層，並且這個i層的超級樹中存在j條不相交的路徑的方案數
這個dp含義很難理解，第一維是沒問題的，我們看看第二維
簡單說就是在這個超級樹裡，有j條路徑，並且這j條路徑所覆蓋的點沒有重複的，就是我們沿著這j條路徑走過一遍，每個點只會走一次或者不走
就是j條路徑上沒有重複的點。。。懂了吧，這dp多麼毒瘤，光看定義就知道有多麻煩了；；；；
為什麼要這樣定義呢，因為我們的轉移方程，是有多條路徑的方案數想1條轉移的，這樣才能求出最後的答案
一共有五個轉移方程，在轉移之前我們一共有三層迴圈，第一層一定是層數i，第二層是左子樹的j，設為l；第三層是右子樹的j，設為r；
設num=dp[i][l]*dp[i][r] 就是乘法原理，兩顆子樹分別有這些情況合併之後自然就是乘起來了。。
1、我們對這顆樹沒有任何操作：dp[i+1][l+r]+=num 定義的重要性，根節點此時已經空出來了
2、我們將目前的根節點與左子樹或右子樹中的任意一條路徑相連：dp[i+1][l+r]+=2*num*(l+r) 我們一共有l+r條路徑可以連
（因為這個根已經和他子樹的每一個節點相連了，每條路徑都可以連上而且兩端是兩種情況，所以×2）
3、我們把根節點自己算作一個單獨的路徑，就有了：dp[i+1][l+r+1]+=num
4、我們用根節點分別連線兩顆子樹中的路徑：dp[i+1][l+r-1]+=2*num*l*r
就是兩顆子樹中分別有一個路徑，然後通過根的連結他變成了一條，左子樹l種，右子樹r種
5、我們用根節點去連線某一棵子樹內的兩條邊：dp[i+1][l+r-1]+=num*(l*(l-1)+r*(r-1)) 就是左子樹內兩個路徑變一條，或者右子樹內兩條變一條
這樣我們就搞完了轉移方程，然後你發現，這第二維有2^n這麼多種情況誒，那你不超時誰超時，
但是這每一次轉移都只會將每一個的第二維+1或者-1所以我們只需要n個狀態
最後求的是一條路徑的方案數，所以答案就是dp[n][1]啦，定義要好好理解
這樣我們就可以愉愉快快的寫程式碼啦
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define re register int
#define ll long long
const int N=305;
ll n,mod;
ll dp[N][N];
signed main(){
scanf("%lld%lld",&n,&mod);
dp[1][0]=dp[1][1]=1%mod;
for(re i=1;i<n;i++){
for(re l=0;l<=n;l++){
for(re r=0;r<=n-l;r++){
ll num=dp[i][l]*dp[i][r]%mod;
dp[i+1][l+r]+=num;
dp[i+1][l+r+1]+=num;
dp[i+1][l+r]+=2*num*(l+r);
dp[i+1][l+r-1]+=2*num*l*r;
dp[i+1][l+r-1]+=num*(l*(l-1)+r*(r-1));
dp[i+1][l+r]%=mod;
dp[i+1][l+r+1]%=mod;
dp[i+1][l+r-1]%=mod;
}
}
}
printf("%lld",dp[n][1]);
}
T3
T4 求和
題意：給你一個樹，讓你求某兩個點之間的路徑上的所有邊權的k次方之和
直接預處理字首和，樹鏈剖分求lca，然後減一下，這題真水！！！！
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define re register int
const int N=310005;
const int mod=998244353;
int n,m;
int to[N*2],nxt[N*2],head[N],rp;
int sum[N][55];
void add_edg(int x,int y){
to[++rp]=y;
nxt[rp]=head[x];
head[x]=rp;
}
int ksm(int x,int y){
int ret=1;
while(y){
if(y&1)ret=1ll*ret*x%mod;
x=1ll*x*x%mod;
y>>=1;
}
return ret;
}
int dep[N],siz[N],son[N],top[N],fa[N];
void dfs1(int x,int f){
//cout<<x<<" "<<f<<endl;
for(re i=1;i<=50;i++)sum[x][i]=(1ll*sum[f][i]+ksm(dep[x],i))%mod;
//if(x==130934)cout<<"sb"<<endl;
siz[x]=1;son[x]=0;
for(re i=head[x];i;i=nxt[i]){
int y=to[i];
//if(x==130934)cout<<i<<endl;
if(y==f)return ;
//if(x==130934)cout<<y<<endl;
fa[y]=x;
dep[y]=dep[x]+1;
dfs1(y,x);
siz[x]+=siz[y];
if(!son[x]||siz[y]>siz[son[x]])son[x]=y;
}
}
void dfs2(int x,int f){
top[x]=f;
if(son[x])dfs2(son[x],f);
for(re i=head[x];i;i=nxt[i]){
int y=to[i];
if(y==son[x]||y==fa[x])continue;
dfs2(y,y);
}
}
int LCA(int x,int y){
while(top[x]!=top[y]){
if(dep[top[x]]<dep[top[y]])swap(x,y);
x=fa[top[x]];
}
return dep[x]<dep[y]?x:y;
}
signed main(){
//int o=time(NULL);
scanf("%d",&n);
for(re i=1;i<n;i++){
int x,y;
scanf("%d%d",&x,&y);
add_edg(x,y);
add_edg(y,x);
}
//cout<<rp<<" "<<to[rp]<<endl;
dfs1(1,0);
//cout<<"sb"<<endl;
dfs2(1,1);
//cout<<"sb"<<endl;
scanf("%d",&m);
for(re i=1;i<=m;i++){
int l,r,k;
scanf("%d%d%d",&l,&r,&k);
int lca=LCA(l,r);
int ans=(1ll*sum[l][k]+sum[r][k]+2ll*mod-sum[lca][k]-sum[fa[lca]][k])%mod;
//if(l>300000||r>300000||k>50)cout<<"sb"<<endl;
printf("%d\n",ans);
}
//cout<<time(NULL)-o<<endl;
}
T4
完結