page神題網(wǎng)絡(luò)流DP高精度方法無數(shù)

2.某些dinic狀高精度，找規(guī)律流f[i]if[i]=min{f[j]+cost[j+1,i]+K}(0<=j<i)ijDPPrufermd[i]，T=∑(d[i]-1)。m^(n-2-T)*C(n-2,T)*T!/π[(d[i]-1)!]高精度。半平面交。用棧先按斜率從小到大排序，然后依次處理，將當(dāng)前直線與棧頂直線求交點，然后判斷交點在棧頂-1nlogn獄DP+矩陣乘法+快速冪+kmp/ACf[i][j]ij的方案數(shù)。f[i]f[i-1]m^3logn。DPnlogn5%100RMQRMQ的近線性算法。單調(diào)棧+nα(n)RMQ+樹+TarjanLCA。復(fù)雜度nα(n)RMQ的O(n)算法()RMQ的樹狀數(shù)組解法。從左到右加入每個數(shù)(a[i]=-oo)y后，回答所有形如[x,y]nlogn。n^3平衡樹+二分+hashqlogn^2w叉Scapegoattree：平衡樹中每個非葉子點x有w個兒子，且對于所有的i∈son[x]，滿足size[i]<=2/w*size[x]h=logn/logw。size[x]/w把區(qū)間[1,size[x]]w2xO(h)的時間findkth。①for兒子表決定向下走的方向，分段指針。復(fù)雜度h*wlcp2hashx，我們維hashO(h)。logn*h=logn^2/logw插入&w*h=w*logn/logw。w=lognqlogn^2/loglogn。k2^k枚舉每條邊是否取，判斷連通性是否與最小生成

(k>1)and狀態(tài)是五維的，所以空間復(fù)雜度為O(105)，由于決策是O(n2)的，時間復(fù)雜度為O(107)。但是實際 a[i]變成a[i]-i來保證求出來的最長不下降子串是可行（即避免了1223的LIS為4這種情況.nlogn可以解決.這里注意要把處理后的數(shù)列(即a[i]-i)都變成正數(shù)，不然會有未知錯誤。a[i]，那么只需枚舉分界點取最小值即可。a[i],a[j]之間的數(shù)肯定是前半部a[i],a[j],又因為必須滿足不下降，那么就是這樣了。g[i]i個數(shù)(a[i]不改變)f[i],這時候有人會說了，kilnyyO(n^3)嗎？這尼瑪不是坑爹呢么i很近，可以用一個鏈表長度相等的最長不下降子序列的尾，這就很快了... 任意一棵最小生成樹就可以了。復(fù)雜度mlogn。STm^2 nlogn。10個，同時各個因子的冪肯定遞減。廣搜+hash2^(n*n)*n^2*4。可用費用流。f[i][j][k]i~jk ynlogn。DP。平衡樹+nlogn2.01nlogWint而不是longlong構(gòu)造等式，相鄰等式作差，最小費用最大流（zkw費用流非?？?/p>

根據(jù)(x+y)^n展開式上面的式子可以化簡為設(shè)work(n,d)=f(n,0)+f(n,1)+. work(n,0)=f(n,0)=1;work(n,1)=2work(n,d)=work(n,d-1)^n+1n^3DP1.枚舉切割的順序。O(n^2)模擬每次切割。(涉及直線和凸包求交)。復(fù)雜度n!*n^2或n!*n。DP。f[i]i這個集合(2^n)i這個集合后的凸包形狀DAGO(n)。de樹的分治+nlogn^2線段樹(運用邊權(quán)的特殊性質(zhì))nlogn樹鏈剖分