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hdu 3403 回文日期

_Yuan — Tue, 09 Aug 2011 02:33:00 GMT

摘要: Code highlighting produced by Actipro CodeHighlighter (freeware)http://www.CodeHighlighter.com/-->/**//* 求第k<=4000000个回文串的日期，不能有前�|? �?0011001 形式为y... 阅读全文

_Yuan 2011-08-09 10:33 发表评论

ural 1720

_Yuan — Mon, 01 Aug 2011 15:14:00 GMT

/*
    为[l,r]区间内有多少个数是区间[x,y]中的数的�?br />    1 <= x, y, l, r <= 10^8     x <=y, l <= r

    如果范围没这么大的话�Q�对[x,y]�q�y-x+1个物品进行完全背包，扑և�覆盖�?ji��n)那些位�|?br />    现在数据�q�么大，背包不可�?br />    但是�Q�注意到[x,y]�q�是一个连�l�的区间�Q�可以算��Z��们会(x��)覆盖的数是：(x��)
    [x,y] , [2x,2y]  [kx, ky]
    �q�样的话�Q�我们要找满��[l,r]中的敎ͼ�只要用f[r] - f[l-1]
    f[x]表示[1,x]中被上面那些数覆盖的个数

    要注意的是，有可能[(k-1)x, (k-1)y]与[kx,ky]有重叠部分（�?k-1)y>=kx�Q?br />    只要一开始重叠了(ji��n)�Q�之后的所有点都会(x��)被覆盖了(ji��n)

    数据比较大，有些判断需要用double
*/
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<map>
#include<algorithm>
#include<stack>
#include<queue>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<string>
#include<cstdlib>
#include<vector>
#include<cstdio>
#include<set>
#include<list>
#include<numeric>
#include<cassert>
#include<sstream>
#include<ctime>
#include<bitset>
#include<functional>

using namespace std;

long long gao(long long x, long long y, long long z, long long k)
{
    long long l = 0, r = z;
    while (l <= r) {//find first l*y >= z
        long long m = (l+r)/2;
        if ((double)m*y < z) l = m+1;//要用double
        else r = m-1;
    }
    long long ans = 0;
    //[x,y] [2x,2y]  [(l-1)x, (l-1)y], [lx, ly]
    if (l >= k) {
        ans = (y-x)*(k-1)*k/2 + (k-1) + (k*x > z ? 0 : z-k*x+1);
    } else {
        ans = (y-x)*(l-1)*l/2 + (l-1) + (l*x > z ? 0 : z-l*x+1);
    }
    return  ans;
}

int main()
{
#ifndef ONLINE_JUDGE
    //freopen("in.txt","r",stdin);
#endif
    for (long long x, y, l, r; cin>>x>>y>>l>>r; ){
        if (r < x ) {
            cout<<0<<endl;
            continue;
        }
        if (x == y) {
            cout<<r/x - (l-1)/x << endl;
            continue;
        }
        long long lk = 1, rk = y;
        while (lk <= rk) {
            long long mk = (lk+rk)/2;
            //要用double
            if ((double)mk*x > ((double)mk-1)*y) lk = mk + 1;
            else rk = mk-1;
        }
        //[rk*x, oo)

        cout<<gao(x, y, r, rk) - gao(x, y, l-1, rk)<<endl;
    }
    return 0;
}

_Yuan 2011-08-01 23:14 发表评论

_Yuan — Sat, 16 Jul 2011 02:40:00 GMT

/*
    n个数�Q�求最长的�q�箋(hu��)一�D�，使得�q�一�D�|��字，二进制中每一位拥�?的那些数字的个数相等
    n<=10^5�Q�位数k<=30
    �?br />     7 2 1 4 �q�里每一�?都有2个数字拥�?br />
    �Ҏ(gu��)��惛_��先预处理出sum[n,k]表示前面n个数字中在第k位是1的个�?br />     �q�k个数字sum[n,k]的样子就是曲�U��Ş的，如sum[i,k]�?nbsp;
     _   /\
    /  \/   \_/\
    ��Z��(ji��n)使得sum[i,k] - sum[j,k]�Ҏ(gu��)��有k都是同一个数
    则sum[j,k]的样子也必须是这��L(f��ng)��Q�这样sum[i,k] - sum[j,k]才是一个同一个数�Q�类似拼接时囑�Ş需��d��Q?br />     好了(ji��n)�Q�所以我们需要保存这个图形，可以通过保存a[i,k] = sum[i,k] - sum[i,0]卛_��Q�即保存相对��|��(j��)    -----OMG

    我一开始用map, int>�Q?nbsp;vector是保存图形，int是保存第一�ơ出现的地方
    在for到i�Ӟ��计算出图形，在map中找有没出现�q�，有的话就更新�{�案为i-mp[vt]
    vector是有重蝲比较�q�算�W�的�Q�所以不用写其他
    但是��时�?ji��n)，我在本机��貌��g��?x��)超�?img src="http://www.shnenglu.com/Images/dot.gif" alt="" />  --||

    看了(ji��n)解题报告�Q�方法一��P��但是不是用map�Q�是最后sort一�ơ的
    对哦�Q�我惌��v之前也有一道题�Q�又不需要每个i都输出结果，不用map�Q�直接最后sort一�ơ更�?br />     用map�?x��)慢一�?br />
    但这栯��时�Q�原来是vector的比较比较慢
    自己写了(ji��n)个struct Node {int vt[30];}; 再重载比较过�?br />
    sort�Ӟ��可以对下标排序，减少�?ji��n)大数据�U�d��

    �q�题官方有另外解法，��是�Ҏ(gu��)��l�vt[30] hash
    好的hash函数�?x��)快很多�?br />     hsize=997001;
    for(p=0,i=0;i         p=((p<<2)+(v[i]>>4))^(v[i]<<10);
    p=p%hsize;
    if(p<0)    p+=hsize;
*/
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<map>
#include<algorithm>
#include<stack>
#include<queue>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<string>
#include<cstdlib>
#include<vector>
#include<cstdio>
#include<set>
#include<list>
#include<numeric>
#include<cassert>
#include<sstream>
#include<ctime>
#include<bitset>
#include<functional>

using namespace std;

const int MAXN = 100100;

int n, k;

struct Node
{
    int vt[30];
    void clear()
    {
        memset(vt, 0, sizeof vt);
    }
};

bool operator < (const Node &A, const Node &B) //直接用vector的比较会(x��)�?img src="http://www.shnenglu.com/Images/dot.gif" alt="" />  可能数据太大�?/span>
{
    for (int i = 0; i < k - 1; i++) {
        if (A.vt[i] != B.vt[i]) {
            return A.vt[i] < B.vt[i];
        }
    }
    return false;
}

pair<Node, int> all[MAXN];

inline bool cmp(const int &a, const int &b)
{
    return all[a] < all[b];
}

int main()
{
#ifndef ONLINE_JUDGE
    freopen("in","r",stdin);
#endif

    for (; ~scanf("%d%d", &n, &k); ) {
    //    long long start = clock();
        vector<int> vt(k-1), pos(n+1);
        all[0].first.clear();//don't forget to push k-1 zeros
        all[0].second = 0;
        pos[0] = 0;

        vector<int> sum(k);
        for (int i = 1, x; i <= n; i++) {
            scanf("%d", &x);
            for (int j = 0; j < k; j++) {
                sum[j] += (x>>j) & 1;
                if (j > 0) {
                    all[i].first.vt[j-1] = sum[j] - sum[j-1];
                }
            }
            all[i].second = i;
            pos[i] = i;
        }
        sort(pos.begin(), pos.end(), cmp);
        int ans = 0;
        for (int i = 1, last = 0; i <= n+1; i++) {
            if (i == n+1 ||  all[pos[i-1]].first < all[pos[i]].first) {
                ans = max(ans, all[pos[i-1]].second - all[pos[last]].second);
                last = i;
            }
        }
        printf("%d\n", ans);
    //    cout<<"time   "<
    }
    return 0;
}

_Yuan 2011-07-16 10:40 发表评论

_Yuan — Fri, 13 May 2011 01:27:00 GMT

/*
    如果所�C�的6边�Ş图，询问半径为r的圆能完整包含多��个6边�Ş

    一开始想找规律，wa

    看了(ji��n)解题报告�Q�解法很�?img src="http://www.shnenglu.com/Images/dot.gif">.
    先向上找到最高的被完全包含的6边�Ş�Q�然后往右上�?br>    若右上越界了(ji��n)�Q�就下一�?img src="http://www.shnenglu.com/Images/dot.gif">.��p��?img src="http://www.shnenglu.com/Images/dot.gif">.一边走一边统�?img src="http://www.shnenglu.com/Images/dot.gif">          ---------------------OMG

    若以中间那块的中�?j��)��?f��)坐标原点的话�Q�可以发现所以六边�Ş的顶点的坐标�?x��)�?1/2x, sqrt(3)/2y)
    �?0.5, sqrt(3)/2)�{�，�q�里x,y是整�?br>    不超�q�圆��有x*x + 3*y*y <= 4*r*r

    然后x,y可以用整数点去走�Q�用上面的表辑ּ��d��出界

    代码是看�W�一名的那个~~~Orz
*/
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
#include<algorithm>

using namespace std;

int main()
{
    //freopen("in", "r" ,stdin);
    for (long long r; cin >> r;) {
        long long ans = 0;
        long long x = 1, y = 1;
        while (x*x + 3*y*y <= 4*r*r) {
            y += 2;
        }
        y -= 2;
        ans += y;

    //右上角那�?/span>
        y += 1;
        x += 3;
        while (y >= 0) {
            if (x*x + 3*y*y <= 4*r*r && (x+1)*(x+1) + 3*(y-1)*(y-1) <= 4*r*r ) {
                ans += 2*y;
                y += 1;//往右上
                x += 3;
            } else {
                y -= 2;//下来一�?/span>
            }
        }
        cout<< ans << endl;
    }
    return 0;
}

_Yuan 2011-05-13 09:27 发表评论

_Yuan — Mon, 02 May 2011 06:29:00 GMT

/*
    �l�出A,B ,求X,Y�Q��?nbsp;A = X + Y, B = X xor Y。要使得X最��，若不存在输出-1
    0<=A,B<2^64

    看了(ji��n)解题报告的，挺��y的，切入�Ҏ(gu��)��Q?#8220;使得X最��?#8221;  -----------------OMG
    �?X,Y)是满��x(ch��ng)��件的一�Ҏ(gu��)��Q�则��(g��)查每一�?br>    若Xi = 1, Yi = 0 则可交换�q�两位，上面的等式还是成立，但是X减小�?ji��n)，Y增大�?br>    完成上面的操作后�Q?X,Y)的情况只能是(0,1),(0,0),(1,1)
    则有 Y - X = X xor Y = B                          -------------------OMG
    所�?nbsp;X = (A-B)/2 , Y = (A+B)/2

    巧丫..
*/
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<map>
#include<algorithm>
#include<stack>
#include<queue>
#include<cmath>
#include<string>
#include<cstdlib>
#include<vector>
#include<cstdio>
#include<set>
#include<list>
#include<numeric>
#include<cassert>
#include<ctime>
#include<bitset>

using namespace std;

int main()
{
#ifndef ONLINE_JUDGE
    freopen("in","r",stdin);
#endif

    for (unsigned long long A, B; cin>>A>>B; ) {
        //A = X + Y, B = X ^ Y .  X is minimal
        //swap(xi,yi) if xi = 1 and yi = 0,  the equalities above mantian.
        //after all the swaping, we can find that
        //(xi,yi) can only be (0,1) , (0,0), (1,1)
        //so X ^ Y = Y - X = B
        if (((A&1) ^ (B&1)) || A < B) {
            cout << -1 << endl;
        } else {
            cout << (A-B)/2 <<" "<< (A+B)/2<<endl;
        }
    }
    return 0;
}

_Yuan 2011-05-02 14:29 发表评论

_Yuan — Thu, 28 Apr 2011 06:50:00 GMT

摘要: /**//* N行，有M个僵��，有K个坚果，按顺序从�l�定�U��\水��^滚出坚果撞到僵尸或者边界都�?x��)改变�\�U�以45°滚动�Q�问最后多��只僵尸被撞��C��(ji��n) N<=2000, M<=200000, K<=100000 &... 阅读全文

_Yuan 2011-04-28 14:50 发表评论

ural 1113 Jeep problem

_Yuan — Wed, 23 Mar 2011 12:32:00 GMT

/*
    Jeep问题
    http://en.wikipedia.org/wiki/Jeep_problem

    http://topic.csdn.net/t/20020906/13/1001713.html


    一车要�I�越沙漠�Q�距��Mؓ(f��)dist,油箱能装的��a(b��)tank�Q�每行走1单位耗��a(b��)1单位
    车可以行驶到中间一些位�|�，放一些��a(b��)方便以后用再回去加��a(b��)�Q��v�Ҏ(gu��)��无限的��a(b��)可以�?br>    问最��耗的油走完这一�D��\

    车的轨迹如下�Q�假设中间有n个位�|�放�?ji��n)��a(b��)

    S ---->�?br>      <---
       --------------->�?br>      <---------------
      ---------------------------------------->�?br>      <---------------------------------------
      --------------------------------------------------------------------------> E

    wiki上的说法是，假设油箱定w��?
    �W�一�ơ行�?/(2n-1),然后在第一个加油站�?-2/(2n-1)的��a(b��),再用剩下�?/(2n-1)刚好回到S
    以后的行驶中�Q�行到第一个加油站�Ӟ��?/(2n-1)的��a(b��)�Q�所以��a(b��)��p��满，然后再回到第一个加油站�Ӟ��
    �?/(2n-1)�Q�就能回到S�?br>    所以S与第一个加油站的距��d��?/(2n-1)
    而第二个加��a(b��)站与�W�一个的距离�Q�就�?/(2n-3)�?nbsp;     因�ؓ(f��)从第一个��a(b��)站出发时�Ҏ(gu��)��满的�Q�要被取2n-3��?br>    �W�三个与�W�二个�ؓ(f��)1/(2n-5)
    .
    ��C��(ji��n)最后一个��a(b��)站时�Q�加油后��是满的�Q�一直开完到E
    所以最后一个��a(b��)站离E�?

    上图��p��明，到达一个��a(b��)站时�Q�它的��a(b��)肯定是满的（取走�q�来的各个��a(b��)站的一些��a(b��)填充�q�一路消耗的油）(j��)
    �{�案��是�Q�从E往S
    走的距离1 + 1/3 + 1/5  + 1/(2n-1)

    当然�Q�S��ȝ��一个��a(b��)站的距离可以��于1/(2n-1)

    round up 是取上界

    foj 1076一��L(f��ng)��
    另外一�U�jeep问题��是要求最后回到S的，走的距离1+1/2+1/3
*/
#include<iostream>
#include<cstring>
#include<map>
#include<algorithm>
#include<stack>
#include<queue>
#include<cmath>
#include<string>
#include<cstdlib>
#include<vector>
#include<cstdio>
#include<set>
#include<list>
#include<numeric>
#include<cassert>
#include<ctime>

using namespace std;

int main()
{
#ifndef ONLINE_JUDGE
    freopen("in","r",stdin);
#endif

    double dist, tank;
    scanf("%lf%lf", &dist, &tank);
    double now = dist, cost = 0, pre;
    int k = 1;
    while( (pre = now - tank / (2*k-1)) > 0){
        cost += tank;
        now = pre;
        k++;
    }
    cost += now * (2*k-1);
    printf("%.0f\n", ceil(cost));
    return 0;
}

_Yuan 2011-03-23 20:32 发表评论

CodeForces 66

_Yuan — Tue, 08 Mar 2011 02:30:00 GMT

摘要: http://codeforces.com/contest/66题目不是很难�Q��ؓ(f��)啥比赛时状态那么差...A 判断BigInteger可以用string来判断就行了(ji��n)�Q�不用大整数B 水C 建树(w��i)D我的那种构造方法肯定要大整数的�Q�太懒了(ji��n)�Q�居然不上javaE单调队列�Q�之前做�q�类似的�Q�sample画错... T_TD /**//* 构造n个数�Q��得两两不互素�Q�但... 阅读全文

_Yuan 2011-03-08 10:30 发表评论

贴做题记�?..

_Yuan — Wed, 05 Jan 2011 12:12:00 GMT

foj 1982 dp 讑օ�中一个已�?br>/*
http://hi.baidu.com/topman3758/blog/item/a19e4af91effb975034f56d2.html
别�h说的��单dp�Q�我都不�?x��)�?...#_#

题目�l�出一个串n<=1000 串只�?x��)出现a,b,c三种字符
abc或bca可切成一�?br> 设最后切出m0个abc , m1个bca�Q�则�{�案为min{m0,m1}
求试�{�案最�?/p>

dp[i,j]表示前面i个字�W�切��Z��(ji��n)j个abc�Q�能获得的最多dp[i,j]个bca

转移是看最后这个三个字母是什�?br> dp[i-3,j-1] “abc”
dp[i-3,j]+1 "bca"
dp[i-1,j]

注意dp[i,j] 3*j<=i �Q?对于不存在的��g��能引用，否则�?x��)出错！�Q?/p>

貌似�q�种有两个要求值的�Q�都是设成一个已�?br> 如这里前i个，有j个abc

*/

zoj 3449

一个数字a�Q�最�?00000位）(j��)�Q�本来a = ∑ai*10^i�Q�不断变?sh��)��a' = ∑ai*x^i (x=1,2...9) �?/p>

直至a‘<10 �Q�求此时的a'

比较变化前后的结果，发现变化后减��了(ji��n)∑ai(10^i-b^i)

一开始我��q��Java大整数去��D��Q�减�?0^i-b^i�Q�，使得�l�果��近�?0且小�?0

��时�?/p>

看了(ji��n)watashi的，∑ai*10^i = ∑ai*x^i (mod 10-x)

“于是我们知道�?0-b求模是关于这�U�运��的不变量，可以发现�{�案��是b+(n-10)%(10-b)”

其实我之前的那个不断��D��Q�其实就�?mod 10 - x 而已�Q�脑�D�了(ji��n)�Q�！�Q?/p>

因�ؓ(f��)(a^n - b^n) % (a-b) = 0

可以几位合在再mod�?x��)快�?/p>

最后结果要不断加上10-x�Q��得��D��?0

zoj 3450

一个定点p0�Q�n个目标点 �Q�每个目标点有敌人wi,要消灭该炚w��要ti旉��

��q��标点在同一直线�Q�必��d��消灭�q�的才能消灭�q�的

问在T旉��内最多能消除的敌�?/p>

分组背包

注意的是�Q�坐标比较大�Q�用double�?x��)精度不�?/p>

看了(ji��n)watashi的做�?/p>

他将坐标都除以他们的gcd �Q�相�{�的��是同一直线�?ji��n)，而gcd��q��来判断距��M��(ji��n)�Q�！

�q�样��大数变��了(ji��n)�Q�！�Q?/p>

注意的是gcd(abs(x),abs(y))要加�l�对�?/p>

zoj 3451

�l�出��球��L(f��ng)��坐标�Q�初速度大小�Q�初速度方向�Q�问球能不能�q��?/p>

球每��地一�ơ速度减半

参考watashi�?/p>

注意有力量不��的情况

zoj 3453

一列敌人，每个敌�h有生命值l[i]

哆啦A梦可以发��m个糖衣炮弹，每个炮弹�?x��)攻��(y��n)L��靠近双��的且生命�?gt;=ki的敌�?/div>

被攻�ȝ��敌�h生命值变?sh��)?�Q�该敌�h�?x��)将他的朋友的生命�?1�Q�其朋友区间为a[i],b[i]

如果找不到敌人，则所有敌人生命�?1

求最后生命值最大的

note : �U�段�?w��i)查找满��x(ch��ng)��件的最靠近双��的写�?/div>

zoj 3354

�l�出一�U�映��f,问一个序列经�q��Q意次映射的复合，问能得到多少�U�不同的文本

"he may encrypt the letter for several times. "

here may be ai=aj when i≠j. 不是一一映射

如果是一一映射的，��是一个一个的环了(ji��n)�Q�因为出度、入度�ؓ(f��) 1�Q?/p>

看watashi�?/p>

�q�题��变成环引出��ַ�出来�?/p>

�{�案��成�?ji��n)�?x��)max{x[i]} + LCM{y[i]}

x[i]为尾巴长度，y[i]为环长度

注意求x[],y[]数组的方法，用栈

而求LCM�Ӟ��要分解质因子才行

因�ؓ(f��)LCM(a%MOD,b%MOD) != LCM(a,b)%MOD

zoj 3456

�l�出一个图�Q�每增加一条边�Q�问能否�?炚w��历所有点回到0点，求最��时�?/div>

在一个点有停留时间stay[i]�Q�经�q�边也有旉��Q�但最多只能经�q�n-1条不同的�?/div>

题目说了(ji��n)是一��|��(w��i)�Q�可以��o(h��) �Ҏ(gu��)�� = 2*原边�?stay[u]+stay[v]

则MST即�ؓ(f��)�{�案�?/div>

�{�案是求能否在一�q�内讉K��完，注意有闰�q?/div>

看watashi写法�?/div>

保留原有MST的边卛_��?ji��n)，新加入的边，需��于MST的最大边�Q�才允许加入�Q�然后看能否得到更小的�?/div>

但每�ơ下来，只需保留n-1条边�Q�MST的边�Q?/div>

cf 56E

n张多�c��骨牌排成一行，每一张在位置xi�Q�高度�ؓ(f��)hi

它倒下的话�?x��)�?ji��ng)响到[xi,xi+hi-1]�Q�问每张骨牌最多能影响双��的多��张骨牌

令dp[i]表示�W�i张骨牌能影响到的最�q�的骨牌为dp[i]

dp[i] = max{dp[j]} x[i] <= x[j] <= x[i] + h[i] - 1

则第i张骨牌能影响到的骨牌数目为dp[i] - i + 1

我一开始用�U�段�?w��i)搞�Q�用单调队列也行

看了(ji��n)别�h代码�Q�神奇，直接��就行了(ji��n)

�W�i张骨牌，��(g��)查的范围是[x[i],x[i]+h[i]-1]

如果在检查过�E�中发现j�Q�其中dp[j]能媄(ji��ng)响的最�q�范围已�l�超�q�x[i]+h[i]-1的话�Q�就不用再检查j之后到x[i]+h[i]-1

的骨牌了(ji��n)�Q�因��Z��x[j]到x[i]+h[i]-1的已�l�被j考虑�q�了(ji��n)�Q�也可认为是j到x[i]+h[i]-1最后只�?x��)收敛到dp[j]�Q?/p>

直接return dp[j]卛_��

反之�Q�若未超�q�，则��o(h��) j = dp[j] + 1

跌��性检�?/p>

�Q�认为j到dp[j]收敛到dp[j]�?ji��n)，所以下�ơ检查dp[j]+1�Q?/p>

CF57D
/*
题意�Q�n,m的网��|��有一些static particles�Q�规定�Q意两个不能在同一行、列�Q�不能在盔R��的对角线
A dynamic particle选择非static的cell作�ؓ(f��)��L(f��ng)��和终点，然后从�v炚w��择最短�\径走到终点（不经�q?br> static particles�Q�。问�q�_��路长

参见解题报告�Q?a X'到所有点距离�?2 + 'X'�?X'距离�?2
�q�里多减�?�?X'�?X'的，所以要加上
最后，再加上因�?X'存在要绕路需要多加的距离
*/

CF 58D
/*
题意�Q�n个单词（lowercase�Q�，先要分成n/2行，每行2个单词，两个单词用分隔符d隔开
要��得所有行串�v来字典序最��，问如何安排每两行的单�?br>
分隔�W�d可以<'a' , > 'z'
若已知第一个单词，那么要��字典序最��，�W?个单词肯定是长度为avg-lena中字典序最��的单词
avg是每一行两个单词的长度�?br>
可以先按�?单词+d 来排序，然后按从��到大安�?br> 每个排在前面的单词，然后加上长度为avg-lena中字典序最��的单词
*/

SRM 496 PalindromfulString �Ҏ(gu��)��写法 ★★★★
/*
问长度�ؓ(f��)N的字�W�串(uppercase)中，臛_��有K个长度�ؓ(f��)M的回文串的个�?br> N<=11

与��^常的�Ҏ(gu��)��有点不一��P��q�里存在很多“Tj包含于Ti”�Q�即其交集就是子集了(ji��n)
�?11包含�?10
因�ؓ(f��)满��011的肯定满��?10�Q�所�?11�?10的子集，�q�里注意�?ji��n)！�Q�二�q�制枚�DTi的超集Tj�Q�是模式Ti的子�?/p>

��M��韦恩图，一个集合Tj要计��的�ơ数��是先减��d��余集合Ti在这部分��的�ơ数�Q�减完就为空�?ji��n)�?j��)�Q�再加上1
即�ؓ(f��) 1 - 其余集合Ti在这部分��的�ơ数
用num[i]表示集合Ti需要算的次敎ͼ�则num[i] = 1 - ∑num[ii] ii为i的超�?br> for(int j = i+1 ; j < (1< {
if((j & i) == i)//j是i的子�?br> num[j] -= num[i];
}
所以集合Ti对答案的贡献�?ans += num[i]*26^cnt
O((2^p)^2)
cnt为集合Ti独立变量的个�?br> 对Ti,求独立变量的个数�Q�可以先建图�Q�利用回文串两端相等的性质�Q�，然后dfs��出�q�通块的个数就是独立变量的个数�?br>*/

TCO'10 Qualification Round 1A 1000pt MegadiamondHunt
/*
��只含有'<','>'的串�Q�每�ơ去�?lt;..<>..>�q�着的几�?br> 如果��L��中有n对，则得分�ؓ(f��)n^2
求最大得�?br>
一开始以为去掉的��序没关�p�，�q�不�?ji��n)最后一个sample
看了(ji��n)LayCurse的代码，它是每次选择极大�?lt;..<>..>中最��的一个去�?br> �q�样子去贪心(j��)...
�?<<<>><>>
如果先去�?lt;<>>�Q�然后剩�?lt;<>> 得分�?2^2+2^2
但若先去�?lt;>�Q�则剩下<<<>>> 得分�?1 + 3^2
因�ؓ(f��)�Q�考虑一个极大的<..<>..>,若它能扩大，则它的左双��定先��L��?ji��n)一�?br> 极大�?lt;..<>..>�Q�如果已��L��的那个比当前的大�Q�得分是不会(x��)比先��L��当前
�q�个较小的大�Q�所以每�ơ选极大中的最��那个去�?br>*/

zoj 3458
/*
0 < b - a < 1 + 2sqrt(a) �?floor(sqrt(a)+sqrt(b))^n % 2(a+b)

看watashi的，没接触过�q�种问题�Q�做法挺��奇( �?o �?)�Q?/p>

�?0 < b - a < 1 + 2sqrt(a)
  => 0 < sqrt(b) - sqrt(a) < 1
令Xn = (sqrt(b)+sqrt(a))^2n = (b+a+2sqrt(ab))^n
    Yn = (sqrt(b)-sqrt(a))^2n = (b+a-2sqrt(ab))^n
    Zn = Xn +Yn = (b+a+2sqrt(ab))^n + (b+a-2sqrt(ab))^n

�׃��X1 = b+a+2sqrt(ab) , Y1 = b+a-2sqrt(ab)
是方�E?U-X1)(U-Y1) = 0 �Q�即 U^2 - 2(a+b)U + (a-b)^2 = 0 的根
�?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">Zn+2 = 2(a+b)Zn+1 - (a-b)^2Zn
用矩阵乘法可以求得Zn
�׃��Yn<1 �Q�所以floor(Xn) = Zn - 1�Q�所以最后答案Zn-1卛_��

以上�Ҏ(gu��)��有个地方
“
�׃��X1 = b+a+2sqrt(ab) , Y1 = b+a-2sqrt(ab)
是方�E?U-X1)(U-Y1) = 0 �Q�即 U^2 - 2(a+b)U + (a-b)^2 = 0 的根
则Zn+2 = 2(a+b)Zn+1 - (a-b)^2Zn
”
我不太懂�Q�查�?ji��n)下特征根的一点东�?br> 若An+2 = pAn+1 +qAn
则An = C1α^n + C2β^n
上面应该是逆过�?br> 由Zn = Xn +Yn = (b+a+2sqrt(ab))^n + (b+a-2sqrt(ab))^n
推出Zn+2 = 2(a+b)Zn+1 - (a-b)^2Zn
*/

zoj 3461
/*
�l�出一个无向图�Q�有�Ҏ(gu��)��Q�点权。点权val[i]为正的表�C��val[i]分出�l�点权�ؓ(f��)负的�Q�每个点可以作�ؓ(f��)中间节点
�Ҏ(gu��)��val[i]��的表�C��接收val[i]�Q�传送的��p��\径的距离�Q�求最��距��?br> n<=16

按照题意�Q�花费即为∑val[i] = 0 的树(w��i)的MST
我有惌��需要划分成几部分，起初没想�q�怎么划分

解题报告�?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">枚�D子集作�ؓ(f��)一部分�?/span>�Q�dp求解�Q�n那么��，要往集合斚w��惛_��Q�）(j��)
即dp[mask] = dp[mask^i] + mst[i];
注意需要sum[mask] = 0 的才有意�?br>*/

zoj 3463
/*
一只手�Q�相�Ҏ(gu��)��指不动，臛_��要占5个键的位�|�，臛_��可以弹到9个键�?br> 拇指�U�d��距离x需要花费floor(sqrt(x))�Q�已知左��x(ch��ng)��初始位置和接下来
需要弹奏的1000个键�Q�求最��花贏V�?/p>

状态比较明显，dp[n,l,r]表示已经弹了(ji��n)n个音�W�，左、右手拇指分别在l,r
的最��代�?br> 无效状态很多，不能计算�Q�否则会(x��)��时
枚�D左右手到需要弹的位�|�，其他情况不用考虑�Q�不�?x��)更�?/p>

�q�句话不太懂�Q?But, one finger touching the key between two fingers of the other hand is fobidden."
貌似不用处理�Q?br>
看watashi的代码的
sqrt的初始化很漂�?/p>

hdu 3651是简化版�Q?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">都是无效状态不用算�Q�决�{�是直接到需要的位置
*/

zoj 3464
/*
N个�h�Q��v初在一条线上�?br> 每个人有速度vi�Q�且每个人最多只能跑带着��Ts�Q�问最快时间接��跑完L

贪心(j��)�Q�最快的��最后Ts�Q�倒数�W�二快的跑倒数�W�二Ts...
*/

TCO'10 Wildcard Round 500pt CalculationCards
/*
n<=50张卡 �?张：(x��)+1 ,-2 , *3 其排列有
0 + 1 - 2 * 3 = -5
0 + 1 * 3 - 2 = 1
0 - 2 + 1 * 3 = 1
0 - 2 * 3 + 1 = -5
0 * 3 + 1 - 2 = -1
0 * 3 - 2 + 1 = -1
期望�?1.6666666666666667
求给定的n张卡的期望�?/p>

看解题报�?a 10+Wildcard+Round
以及(qi��ng)bmerry代码�?/p>

不可能n!的枚�?br> �?�?卡共有s�?br> 按照一�?�?卡后接连�l�的*卡分�c�，则有s部分�Q�其全排列不影响期望�Q��d��s!�U�，但期望都一��P��(j��)
所以只考虑无序的（无序可以用默认的一�U�顺序，卛_��出现的先后顺序，或者说�~�号�Q?br> ***a1***a2*** ... as***
***表示*�?br> �׃��是等概率的，所以��M��来统计，每个+�?卡都�?x��)接同样�?卡，
既然每张+�?卡情况一��P��那就考虑a1�?br> 其后�?x��)�?,1...,m�?�?br> �{�案��是 sum * (0,1,...m)�?卡的期望   sum = ∑ai
求k�?卡的期望可以用dp�?br> 看bmerry代码的做法，解题报告的麻�?ch��)一点吧
一开始只有s张a卡排着�Q�然后插入一张张*�?br> dp[i,j]表示插入�?ji��n)前面i�?卡，a1后接j�?卡，它们构成的期望�?br> 分第i张卡插不插入到a1之后构成j张连�l�的*卡，概率�?该插入的位置/��M��|?br> dp[i,j] =
    dp[i-1,j] * (n-j-1)/n
   + m[i]*dp[i-1,j-1] * j/n
n为s+i

�q�道题�(sh��)��个很好的��x(ch��ng)��是�{�案为sum * (0,1,...m)�?卡的期望   sum = ∑ai   �Q�！�Q�！�Q�！
而求后接k�?卡的期望�Q�bmerry的做法是一张一张卡插入�Q�然后求得期�?br> ��规模到大规模，通过考虑插入位置来实玎ͼ��q�个做法应该较好
*/

TCO 2010 Qualification Round 1 250pt
/*
题意�Q�一个只有B,G�l�成的串�Q�要��他们swap盔R��的，变成BB...GG或GG...BB
求最��的�ơ数串长<=50
我用n^2的求逆序对，太慢�?br> 看了(ji��n)别�h的，直接��是累计��每个字母B�U�d��左边的步�?br> if(row[i] == 'B')
{
  tot += i - x;
  x ++;
}
x是当前需要放B的位�|�，交换后就++�U�d��下个位置
*/

TCO'10 Qualification Round 2 1000pt HandlesSpelling
/*
�l�出一个文本串�Q�一些模式串
现要��模式串覆盖文本�Ԍ��不能有重叠部�?br> 求��得A^2 - B 最�?br> A是最长覆盖的长度�Q�B是还未覆盖的个数

一开始一直关注A^2 - B �Q�不知怎么�?br> 解题报告是分开来做
要求得A^2 - B的最大��|��可以通过枚�DA
枚�D某一�D�作为最大覆盖��|��然后看其左右未覆盖的个数

而计��ؓ(f��)覆盖的个数可以通过dp�?br> dp[i,j]表示[i,j]��盖的个数
枚�D[i,i']一�D�|��被覆盖的�Q�则�{�案��是min(dp[i'+1,j])
注意的是�Q�初始化有些dp[i,j]=0�Q�就直接continue
*/

SRM 216 Refactoring
/*
问一个数n<=2*10^9 可以拆分成多��种因子�怹�的情�?br> 24 = 2*2*2*3
   = 2*2*6
   = 2*3*4
   = 2*12
   = 3*8
   = 4*6

不需要高��q��数学知识�Q�！�Q?br> 暴力dfs�?br> f(n) = 1 + ∑f(n/i)
i 为其因子,i > 1 && i <= n/i�Q�保证不�?x��)进入多余的分支�Q?br> ��Z��(ji��n)保证无序�Q�可以多加一个参数start�Q�表�C��轮的因子>=start
*/

SRM 223 PrimeAnagrams
/*
�l�出一个数字串len<=8
求将其分��Z��部分�Q�每部分都是素数�Q�且乘积最��?/p>

看解题报告的
8! = 40320 �Q�而分�?部分情况为C(7,2) = 21�U?br> 所以枚丑օ�排列�Q�然后分�?部分来做

Brute Force �Q�！�Q�！�Q�！
*/

zoj 3471 mask dp
/*
n<=10个球�Q�i��j�?x��)��生a[i,j]的能量，j同时�?x��)消�?br> 问最多��生的能量之和

我知道跟mask有关�Q��ؓ(f��)啥还是想不出�Q?br>
要从整体来看�Q�！
现在有一些球�Q�掩码�ؓ(f��)mask
假设最先碰撞的是u->v�Q�然后v消失�?br> 局面就变成�?ji��n)没有v的一些球�? mask^(1< 所以�{�U�d��是枚举u,v
dp[mask] = max(dp[mask^(1<

从局面来看吧�Q�！�Q?/span>

一开始我是像zoj 3461 dp[mask] = dp[mask^i] + mst[i];
发现�?x��)出问题�Q?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">�q�样子是隔离�?ji��n)一部分�Q�但昄��隔离�?ji��n)后会(x��)丢�׃�?ji��n)�q�接着两部分的那个�?br>
*/

zoj 3470
/*
如图�Q�问某个数字上下左右的数字是多少
既然题目�l�了(ji��n)一副对应的坐标�Q�发玎ͼ�问题的重点就在于点坐标跟数字的�{�?br>
我是先找出数字val在第n�?�?(n-1)^2 < val <= n^2
然后该圈的�v点start��是(n-1)^2 + 1 �Q?然后通过比较start�Q�就能求出坐标了(ji��n)
发现奇数圈会(x��)使minx--,miny-- ; 偶数圈会(x��)使maxx++,maxy++
数量关系是minx = miny = -(n-1)/2 , maxx = maxy = n/2

然后�?x,y)转化为��|��跟上面类似的
求出�W�n�?nbsp; 二分判断 minx<=x<=maxx , miny<=y<=maxy
然后求出角落的点�{�等...
*/

zoj 3468
/*
Dice游戏�Q�一开始Attacker Defender各有骰子n,m�?br> 双方拿出一定骰子来投，累计�?br> 谁多点谁�?br> Attacker拿出臛_��1个来��d��
问Attacker一�ơ攻击赢的概�?br> 骰子数目<=8
枚�DAttacker投出的和为j�Q�然后计��达到j的方法数�Q�以�?qi��ng)Defender投出的和��于j的方法数

用背包的�Ҏ(gu��)��计算�Ҏ(gu��)��?br>*/

CF 60D
/*
n<=10^6个点�Q�每个点有权值a[i]<=10^7 各不相同
若存在一个数x�Q��得a[i],a[j],x is a beautiful triple
即a^2 + b^2 = c^2 a,b,c互素
则i可以传播laugh到j
问最��需要需要让多少个顶点自行laugh�Q�然后传播到全部的顶�?/p>

看了(ji��n)解题报告�?br> �q�查集做
但如何判断beautiful triple 两两判断O(n^2)�?x��)超�?/p>

有个性质�Q�对于满��a^2 + b^2 = c^2的数�Q�可用勾股数公式生成�Q?br> (x^2-y^2 , 2xy , x^2+y^2) x>y
该公式能生成所有的素勾股数�Q�互质）(j��)�Q�需1�?�?�Q�且gcd(x,y) = 1
也能生出部分�z��勾股�?�?6 8 10) �Q?2奇或2�?br>
�׃��a[i]<=MAX MAX= 10^7
所以必有x^2-y^2 <= MAX , 2xy <= MAX 但x^2+y^2不一�?lt;= MAX
2y^2<=MAX
x^2<=MAX+y^2<=3MAX/2
=> x<=sqrt(3MAX/2) , y <= sqrt(MAX/2)
所以枚举x,y复杂度�ؓ(f��)O(MAX)
(注意x,y�?�?偶且gcd(x,y) = 1)

参考watashi代码写的
*/

CF60E
/*
一开�?n <= 10^6 �?Mushroom 按升序排成一条直�U?�Q?每个Mushroom重�ؓ(f��)a[i]
下一�U�时�Q�a[i] , a[i+1] 之间�?x��)出��C��个a[i]+a[i+1]的Mushroom
而x�U�时�Q�某人重新排序这些Mushroom
问再�l�过y�U�，所有Mushroom的重量之�?/p>

0 a1 a2 a3
1 a1 a1+a2 a2 a2+a3 a3
2 a1 2a1+a2 a1+a2 a1+2a2 a2 2a2+a3 a2+a3 a2+2a3 a3
3 ...
设时间i旉��量�ؓ(f��)Ti 则Ti = 3Ti-1 - (a1+an)
所以前x可用矩阵乘法求出Tx
然后�׃��sort�Q�最大的值是Fx-1*an-1 + Fx*an �Q�找规律 Fx-1*ai-1 + Fx*ai , Fx*ai-1 + Fx-1*ai�Q?br> F是斐波那契数�?nbsp; F[-1] = 0 , F[0] = 1
然后修改a1+an值即可，再次矩阵乘法 ��出后来的y�U?br>*/

noip2002 G2 字串变换双向B(t��i)FS
/*
�l�出A,B�?br> 以及(qi��ng)一些变化方法，即x->y
求A变到B的最短步�?br>
bfs慢点
双向�?x��)快�?br> �׃��x->y是单向的�Q�所以两边的�l�构不同�Q?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">优先扩展队列长度短的优化��有用了(ji��n)
注意反向B(t��i)FS时扩展的��序是y->x
*/

poj 2411
/*
问n*m的棋盘放�|?*2的骨牌的�Ҏ(gu��)��?br> n,m<=11

枚�D行，递推计算�?br> dp[row,col,s] row行之前已�l�放�?且当前row行处于s状�?
递推通过在row行，col列之后放�|�，扩展计算
dp[row,col,s1] += dp[row-1,col,s2]

不是记忆化搜�?是从0递推
��Z��(ji��n)打表�Q�在每个分支都计��了(ji��n) �?dp[row][col][s1] += dp[row-1][col][s2];
否则�Q�可以在最后的时候才计算�?br>*/

sgu 131
/*
n*m��盘�Q�问�?*2, 2*2��L��一个角的骨牌覆盖完的方案数

状态定义�ؓ(f��) dp[row,s]表示当前�W�row行状态�ؓ(f��)s�Q�且前row-1行已�l�覆盖完的方案数
�?dp[row,s] <-- dp[row-1,s']
转移是枚举row�q�一行每个位�|�（注意是整行）(j��)怎么�?br> 同时�Q�若枚�D�?ji��n)row怎么放，则由状态的定义�Q�row-1之前的必��覆盖完�Q�就知道�?ji��n)s'是什么了(ji��n)�Q�！�Q?br>
每个位置�?�U�放法，除了(ji��n)被之前的�Ҏ(gu��)��限制�?ji��n)，��׃��?br>*/

hdu 2640
/*
n*m的棋盘，有一些位�|�不能放�Q�问最多能攑֤��个十字�?br> @
@@@
@

注意的是�Q�每个@都需要放�Q�所以棋盘相应的位置需要是�I�的
*/

xmu 1118
/*
求用1*1,1*2,1*3的砖块铺�?3*N的板的方案数�?br> 1*3�Q�最多媄(ji��ng)�?�?所以状态需要记录当前行以及(qi��ng)前一行的情况 2bit �?�U?br> _ * _ *
_ _ * *
_表示�I�，*表示被覆�?/p>

dp[row,s]表示row-1之前的已�l�覆盖完�?ji��n)，row-1,row的状态�ؓ(f��)s时的�?br>
对row�q�一行的每个位置�Q�枚丑օ�攄��Ҏ(gu��)��
虽然�?�U�状态，实际上�{�U�L��很多是不需要的。因��Zؓ(f��)�?ji��n)满��row-1之前的是覆盖完的

不放�Q�可以�{�U�M��U�，即上面的1,2�U�类�?/span>
*/

hdu 2240
/*
�l�出如图n*5��盘�Q�其中第一块最多只能用c个，其余的不�?br> 问能否铺�?br> 跟sgu 131�c�M��
不过�q�里dp的值是记录最��用的1
b1,b2是之前的�Ҏ(gu��)��对当前的影响
*/

hdu 2606
/*
�?*1, 2*2, 3*3, 4*4覆盖完N*4的棋盘的�Ҏ(gu��)��L��
递推
dp[n] = dp[n-1]         最底部�?�?*1
           + 4*dp[n-2]     最底部�l�合�?*4的，��d��?�U?br>           + 4*dp[n-3]     最底部�l�合�?*4的，��d��?�U?nbsp; 2个是2�?*2上下交错 2个是一�?*3
           + 3*dp[n-4]     最底部�l�合�?*4的，��d��?�U?nbsp; 2个是3�?*2上下交错 1个是一�?*4
    + 2*(dp[n-5]+dp[n-6]...+dp[0])    �?*2上下交错攄��
则dp[n-1] = ....
两式相减�Q�得到dp[n] = 2dp[n-1] +3dp[n-2] - dp[n-4] - dp[n-5]    n>=5
至于n<=4的，�l�合上面的dp[n]的式子计��?/p>

脑残(hu��)�?ji��n)，wa�?ji��n)好几�?br> 没想到可�?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">2*2上下交错脑残(hu��)
*/

hnu 10816 ugly number
/*
题意�Q�给出n个素�?lt;=10000 n<=10
问[x,y]区间内只包含�q�些素数因子的数�Q�要求全部打印出�?br> x,y<=2^31
一开始看到规模吓�?ji��n)一�?br> 事实上，只含有这些因子的数是很少�?br> 注意不是倍数�Q�！之前�W�一印象看成倍数�Q�搞个容斥了(ji��n)�Q�算�?ji��n)�?�?的，数据巨大....

像poj �?ugly number那样子做
�׃��每个数都得乘?sh��)��这些素数来扩�?br> 用num[]数组存储生成的所有数
pos[i]表示素数pr[i]当前要乘?sh��)��num[pos[i]]
初始num[0] = 1 pos[i] = 0
然后每一步扩展一个数�Q�该��Cؓ(f��)num[tot] = min(num[pos[i]]*pr[i])
然后判断每个num[pos[i]]*pr[i] 是否 = num[tot]�Q?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">是的�?pos[i]+1

�q�种思想�q�是没能很好掌握...
肯定的是�Q�每个数都得乘�(sh��)��pr[1],pr[2]...
要用pos[i]记录当前pr[i]乘到哪个��C��(ji��n)�Q�！�Q?br>*/

08 ZhuHai Contest E Magic Squares 双向bf
/*
问一个排列变?sh��)?*3�q�L��的最��步�?br> 每一步可以选择一个角�q�行旋�{

状态数不多9!
先全排列得到目标状�?br> 再双向bfs 挺快�?br> 用康托展开�Q�变�q�制�Q�判重更�?br>*/

poj 3255 无向囑ր�次短�\ ★★�?br>/*
�l�出一个无向图 n<=5000, m <= 30000
�?到n的值次短的路，如果有多条最短�\�Q�但�ơ短的还是需要大于最短的
允许炏V��边走多��?/p>

靠解题报告保养~~~ T_T
�?到其他点的最短�\dist[] �Q�再求n到其他点的最短�\rdist[]
枚�D每条边，扑ֈ��ơ短�?dist[u] + (u,v) + rdist[v]

启示: 枚�D哪条边作��Z��间的必须�l�过的边u->v�Q�然后连�?->u, v->n
*/

scu 3904
/*
一个序列seq[i] n<=10^5 -10000<=seq[i]<=10000
��其划分成几部分�Q��得每一部分之和>=0
求所有的划分�Ҏ(gu��)��?br> 昄��dp[i] = ∑dp[j] (sum[i] - sum[j] >= 0)
O(n^2)�?x��)超�?br> 用线�D�|��(w��i)加�?br> 我一开始是以下标作为线�D�|��(w��i)的数��_(d��)��记录该段Min[p],Max[p],�q�有一个sDp[p]记录该段所有dp�?br> 但这��h��较慢�Q�维护相对多�?ji��n)�?/p>

看了(ji��n)标程�Q�是先计��所有的sum[]�Q�然后离散化
以sum��g��为数轴来搞，用树(w��i)状数�l�就很容易写�?/p>

*/

中大�W�三�?ch2 负权�?br>/*
�q�x(ch��ng)�� N = anR^n + ... + a0R^0 其中R>0
负权数是R < 0,使用负权数表�C�的优点是对于负敎ͼ�不用前置的符�?br> 比如 -15 = 1*(-2)^5 + 1*(-2)^4 + 0*(-2)^3 + 0*(-2)^2 + 0*(-2)^1 + 1*(-2)^0
现给出N, -16<= R <=-2
求N的负权数R表示�Q�题目的�{�案输出一行，表明表示是唯一的）(j��)
(无论正权、负权，�p�L��ai都是 0<=ai<|R|)

因�ؓ(f��)取余�q�算只��用语正整数除法，所以不能通过�q�箋(hu��)�q�除求余的方法！�Q�！�Q?br> 写成普通�Ş式时�Q?/p>

N >= 0
N = an|R|^n + ... + a0|R|^0 R < 0
i为奇数时:
ai|R|i = R(i+1) + (|R|-ai)Ri ��Z��(ji��n)保证a'>=0
i为偶�?br> ai|R|i = aiRi
所以先��N写成正权形式�Q�然后再修改��权的

同理
N < 0
N = -(an|R|^n + ... + a0|R|^0) R < 0
i为奇数时:
-ai|R|i = aiRi ��Z��(ji��n)保证a'>=0
i为偶�?br> -ai|R|i = R(i+1) + (|R|-ai)Ri

最后对a'[]�q�行修正�Q��? <= a'i < |R|

感觉��Z��错的一道题�Q?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">通过�Ҏ(gu��)��权的形式�Q�修正�ؓ(f��)负权�?/span>
*/

_Yuan 2011-01-05 20:12 发表评论

做题记录...

_Yuan — Mon, 09 Aug 2010 04:28:00 GMT

8.9

POJ 3189 枚�D 多重匚w��
/*
题意�Q�N头cow�Q�B个barn 每个barn有容量ci�Q�给出每头cow对这些barn喜爱�E�度排序的列�?br> 问如何安排，使所有的牛之间的满意度的最大差最��?br> 题意比较�l�口
设最满意�E�度为u�Q�最不满意程度�ؓ(f��)v 则答案就是u-v�?br> 可以直接O(B^2)枚�D[v,u]
更快的做法是�Q?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">如果[v,u]可行�Q�则[v,u+k]肯定可行�Q?br> �Ҏ(gu��)��q�个�Q�用两个指针�Q�如果可行，left++�Q�不行right++
然后用匈牙利多重匚w��做即�?br> �q�种�?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">两个指针枚�D的方法有通用�?br>*/

URAL 1699 ★★�?建立LCA �l�节处理�?/font>
/*
题意�Q�给��Z��个地图，一些地方可以走
The ground is constructed in such a way that there is exactly one way to get from one passable cell to another passable cell without visiting any cell twice.
表明是一��|��(w��i)
然后�l�出Q个询问，问a(ch��n)到b的最��{的次�?br> �?#'��Z��|��(w��i)�Q�预处理LCA
然后��d��查询�Q�找到LCA 再分情况讨论一下cost[]卛_��
if LCA(a,b)=a da=0
else 考虑LCA(a,b)向上有没�?有的话da=dist[a]-dist[LCA(a,b)]-1 �?1

R*C<=100000 递归�?x��)�?br> 要用非递归...
*/
http://www.shnenglu.com/Yuan/archive/2010/08/09/122849.html

POJ 1149 构图不错
/*
题意: �l�出m个猪圈，n个顾客。每个顾客有一些钥匙开猪圈的，开�?ji��n)后那些猪可重新分配也�?br>    ��֮�要买Bi头猪 ��֮�走后门就关了(ji��n)��׃��能再调整猪了(ji��n)
    猪圈一开始有一些猪�Q�猪圈可容纳无限的猪
    问能卖出�ȝ��最大猪的数�?/p>

�q�道题，我一开始做�Q�构图是正确�Q�一个小地方写错�?ji��n)，搞�?ji��n)我半天了(ji��n)�Q?br> 构图如下�Q?br> S向猪圈连边，定w��为猪圈猪的数�?br> ��֮�向T�q�边�Q�容量�ؓ(f��)��֮�要买的数�?br> ��֮�的钥匙对应的猪圈向顾客连边，定w��无限
如果��֮�i跟前面的��֮�j有共同的钥匙��p��q�j->i�Q�容量无�?br>
我这样子构图跟网上的有点不一��P��不过核心(j��)都是差不多吧
“若第i个�h与他后面的第j个�h有同一个猪圈的钥匙�Q�则从i引边到j,定w��为无�I�大”

�|�上详细构图�Q?a >http://imlazy.ycool.com/post.2059102.html
他这�U�构图方法更巧，��L��?ji��n)猪圈�?ji��n)�Q�猪圈数目较大）(j��) 不过�Ҏ(gu��)��难惛_��
*/

hdu 2888
二维RMQ 用dp[i][j][k1][k2]表示矩�Ş(i,j) (i+(1<

8.10

hdu 3485
求长度�ؓ(f��)n的不包含101子串串的个数跟hdu 2604�c�M��

如图�Q�长度�ؓ(f��)n的合法串�Q�后�~�可以�?�Q?01,0011,00111,...
所以dp[n]=dp[n-1]+dp[n-3]+dp[n-4]+...+dp[1]
而dp[n-1]=dp[n-2]+dp[n-4]+...+dp[1]
两式相减�Q�得到dp[n]=2*dp[n-1]-dp[n-2]+dp[n-3]

hdu 3486
/*
题意�Q�给出n个数�Q�求分成多少�D�，使得每段的最大��g��?gt;k �Q�末��不��一�D늚�丢弃�Q?br> 二分分成多少�D�，直接做即�?O(nlogn)
用线�D�|��(w��i)�?x��)更慢，O(nlognlogn)
*/

hdu 3482
/*
题意:问满��x(ch��ng)��件的长度为n的串的个�?nbsp; 条�g是每个长度�ؓ(f��)m的子串的数字要么全不同、要么全相同
分类讨论
m=1 1
m=2 2^n
m>n (不存在长度�ؓ(f��)m的子�?   m^n
m<=n m!+m (其实�Q�确定了(ji��n)前m个后面的都会(x��)��定的，所以m! 再加上全相同)
*/

hdu 3478
/*
题意�Q�给��Z��个无向图�Q�一个�v点，问是否在某个时候，�q�个人有可能在所有点都可以出�?br>     ��Z��能停留在原地
��M��下图��q��道，只要存在奇圈�Q�那么奇圈的点就可以��M��时刻都出��C�h
同时�Q�对于奇圈外的，奇圈可以源源不断��C��到奇圈外
�q�样肯定存在某个时刻�Q�其他点也可以同时出��C�h�Q�因为源源不断传出来�Q�所以肯定会(x��)波及(qi��ng)所有）(j��)
*/
http://www.shnenglu.com/Yuan/archive/2010/08/11/123005.html

8.11

hdu 3516
/*
题意:�l�出n个点�Q�如果满��?xi < xj and yi > yj for all i < j ��可以在�?xi,yj)向点i,j�q�边
求把他们�q�成一��|��(w��i)的最��代�?br> 跟矩阵连乘的加括号一�?br> dp[i][j]=min{dp[i][k]+dp[k+1][j]+(pt[k+1].x-pt[i].x)+(pt[k].y-pt[j].y)}
n<1000
需要四边�Ş不等�?nbsp; O(n^2)
*/

hdu 3512
/*
    题意�Q�给��Z��面n个数�Q�下面n个数�Q�求完美匚w��的最大边最��。边权定义�ؓ(f��)两个数相乘。可以负�?br>    应该有点YY�?br>    先分一下情�?br>    同号�Q�大*��?nbsp; 才能使最大那个最��?br>    异号�Q�小*��?nbsp; 才能使最大那个最��?br>    一点贪�?j��)的思想
    上面的那些正数跟下面的负数匹�?br>    上面的那些负数跟下面的正数匹�?br>    �q�样剩下来的�Q�当然可以没有剩下）(j��)�Q�肯定是同号的，而且�q�些数更接近�?

    现在再来看那�?正数*负数的情�?br>    刚才提到“��?��?nbsp; 才能使最大那个最��?#8221;�Q�而且��小的话��好
    所以上面那些最大的正数跟下面那些最��的负数匚w��Q�顺序匹配，�?大，��?��）(j��)
    同理�Q�上面的那些最��的负数跟下面那些最大的正数匚w��

��p��样先排序�Q�然后找出各自的0的位�|?br> 再分�c�M��下即�?br>*/
http://www.shnenglu.com/Yuan/archive/2010/08/11/123105.html

8.12

hdu 3481

/*
题意�Q�问长度为n的bad serial串的个数。bad serial 指每一个长度�ؓ(f��)m的子串都不是good serial
(good serial指要么全相同�Q�要么全不同)�Q�所以bad serial��是两个以上不同�Q�但不能m个都不同

dp[i,j](1<=j

考虑dp[i+1,j+1]
(1)dp[i+1,j+1]+=dp[i,j]*(m-j) 选一个与i�?qi��ng)之前j个数字都不同�?br> (2)dp[i+1,k]+=dp[i,j] 2<=k<=j 选一个与i之前j个数字某个相同的 str[i+1]=str[i+1-k]
�q�有一�U�特�D�的��是dp[i,1]�Q�即末尾几个数字都相同的合法串个�?br> (3)dp[i+k,1]+=dp[i,j] (1+k<=m-1, j>1||i==1)
如果j=1的话有可能一�q�串都相同导致不合法�Q�要j>1
�Ҏ(gu��)��的是i=1�Q�j=1��可取，因�ؓ(f��)1之前没有数字�Q�认��Z��1不同�Q�跟j>1一��P��(j��)

�?j��)得�Q�只考虑最后一个字�W�（�W�i+1�Q�，考虑怎么合法�q�来�?br>     dp转移�Ӟ��׃��前的转移�q�来隑ֆ�的话�Q�写成从当前扩展��C��后的�Q?br>     按照题意定义状态，�q�里�?个以上不同，定义末尾有j个不同（j=1时是�Ҏ(gu��)��情况�Q�即末尾可以几个�q�箋(hu��)相同�Q?br>*/

hdu 3510
/*
题意�Q�给出n个�Q务，m台机�?nbsp; ��d��间有依赖关系�Q�这些关�p�L��成一��|��(w��i) 问最短完成时�?br> 昄��完成旉��不能��于最��q��深度�Q�而每�ơ只能选叶子被机器加工
�q�样�Q�每�ơ选深度最��q��叶子加工�Q�用PQ�Q�直到完�?br> 如果不选深度最��q��Q�可能会(x��)使时间变�?br>*/

hdu 3508
/*
题意�Q�问n内，与n互质的所有数的乘�U�模n是多��?br> 打了(ji��n)一些数据，发现只有1和n-1
当n=1,2,4,p^k,2*p^k�?nbsp; �{�案为n-1
*/

hdu 3483
/*
题意�Q�给出N,x,M 要计��?br> N
�?k^x)*(x^k) MOD M
k=1
        x
用到二项式定理，(n+1)^x = ∑C(x,k)n^k
        k=0
然后构造矩阵，求和 S(n)表示前n��和
http://www.shnenglu.com/Yuan/archive/2010/08/13/123268.html
*/

hdu 3366
/*
如果已经知道走这些passage的顺序的话，应该可以dp出来�?br> 但是�q�里不确定顺序，要选择最优，可以按照P/Q从大到小排序
遇到匪徒几率Q��小�Q�出��d��率P��大�Q�肯定是我们优先考虑的！
Help Bill to find out the probability that he can escape from this castle if he chose the optimal strategy.

dp[i][j]表示现在有钱j�Q�在i个passage处，最后能够出�ȝ��概率
dp[n-1,j]=P[n-1]
dp[i,j]=P[i]+Q[i]*dp[i+1,j-1]+(1-P[i]-Q[i])*dp[i+1,j] j>0
dp[i,j]=P[i]+(1-P[i]-Q[i])*dp[i+1,j] j=0

概率题期望题�Q�一般都是表�C�现在离目标的�?br> �Q�因为当前接下来的方案确定了(ji��n)�Q�概率也知道�?ji��n)，而当前从前面�q�来��׃��定概率�?ji��n)，其概率跟路径有关�Q?br>*/

8.13

zoj 2597
/*
题意�Q�题目定义一�U�n位的yellow code 盔R��两个��C��间要差别臛_��[n/2]。让你构造出n位的yellow code
观察发现�Q�n位可以由n-1位复制一遍，然后最后一列再��一下得�?br> �Ҏ(gu��)��后一列的前n个爆搜即可，后n个是前n个取�?br>*/

zoj 1619
/*
题意�Q�n个�hn个礼物�؜乱，问每人取一个，最�l�m个�h取到自己的概�?br> 直接用错排公式即�?nbsp; C(n,m)*D[n-m]/n!
或者dp
dp[i,j]表示前i个�hj个取得自��q��概率
dp[i,j]可以先安�|�好i-1的，然后再用乘法原理乘�v�?br> dp[i,j] = dp[i-1,j]*(i-1-j)/i 先把i-1个�h安置出j个�h取到自己的情况，��Z�ɘq�是j个�h�Q�第i个�h需跟剩下的i-1-j个�h其中一个交�?br> + dp[i-1,j-1]*1/i 先把i-1个�h安置出j-1个�h取到自己的情况，然后�W�i个�h取到自己的概�?br> + dp[i-1,j+1]*(j+1)/i 先把i-1个�h安置出j+1个�h取到自己的情况，然后�W�i个�h跟这j+1个�h之一交换

*/

8.14

zoj 2703 被这道题卡了(ji��n)好久�Q�还是wa

8.16
做了(ji��n)下��展树(w��i)�?br>spoj 4487 1470

8.17

cii 2193
/*
sample�Q?br> ##-(##+###)
3333333
用下面的数字��d��上面�?使得该式子最�?nbsp; 有多个时输出字典序最��的

首先�Q�去括号
没有真的��L��Q�利用括号前的那些正负号来确定每个数字真实的正负�?br> 为每个数字或者括可��L(f��ng)��整体��d��正负�?br> 如下面的例子 +(-(+a+b)+c)
�q�里在最外的括号�?qi��ng)a也要有一个正�?/p>

��Z��(ji��n)转化��Z��面的式子用一个栈
1) '(' 如果其前面不是符��P��需要添加一个符��P��跟栈��一��P��(j��) push(top)
2) '(' pop
3) '±' push(op^top) �q�里把负号当�?
4) '#' 如果其前面不是符号就需要添加一个符��P��跟栈��一��P��(j��) push(top)
然后�q�读... 存�v�q�个�?nbsp; 再pop

正数存在positive 负数存在negative

现在��来贪心(j��) 先将digit排序
对于正数�Q�每�ơ将digit里最大的数赋值给positive里长度最大的�Q�或长度相同靠后�?br> 对于负数�Q�每�ơ将digit里最��的数赋值给negative里长度最大的�Q�或长度相同靠前�?br>
可用一个堆来实玎ͼ�取出后再放进去（�q�时长度��?�?ji��n)�?j��)

_Yuan 2010-08-09 12:28 发表评论

There is a tree �?w��i)DP

_Yuan — Thu, 05 Aug 2010 15:26:00 GMT

今天排位赛，以下的这道树(w��i)DP想了(ji��n)我好囧！

一开始�ؕ搞高斯消元。我�W�二�ơ写高斯消元�Q�还是自己默的。醉~~

然后发现�Q�会(x��)出现自由元，��Z��(ji��n)求得最��|��不得二进制枚举了(ji��n)�Q�但n<=100�Q�我乱搞�?ji��n)一下，�l�我WA,不给�?span>TLE

错了(ji��n)8�?span>9�ơ吧�Q�心(j��)��，只好用树(w��i)dp做。（膜拜下林mm�U�杀它�?span>...Orz�Q?br>(后来看了(ji��n)下提交记录，16:41�q�是提交高斯消元�Q�原来我交了(ji��n)10�ơ高斯。。ft)

每个点记录三个状态：(x��)

A[u] �?span>u u�?qi��ng)其后代都�?/span>

B[u] 不�?span>u u�?qi��ng)其后代都�?/span>

C[u] 不�?span>u u不亮�Q�但是其后代都亮

昄��?span>A[u]=�?span>C[v] v�?span>u的儿�?/span>

B[u],C[u]比较难求一点，需要多一��?span>dp

假设u�?span>n个儿�?/span>

dp[i,j]表示u的前i个儿子中�?span>j个儿子是按了(ji��n)开关的�Q�即A[v]�Q�的最��?/span>

dp[i,j] = min(dp[i-1,j]+B[v],dp[i-j,j-1]+A[v])

那么

B[u]=min(dp[n,k]); k为奇�?/span>

C[u]=min(dp[n,k]); k为偶�?/span>

一个数据：(x��)
6
1 2
2 3
2 4
2 5
5 6
ans : 4

#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<vector>
using namespace std;

const int MAXN = 100;

vector<int>G[MAXN+10];

int A[MAXN+10],B[MAXN+10],C[MAXN+10];
int dp[MAXN+10][MAXN+10];

void treeDp(int u,int p)
{
    A[u]=1;
    vector<int>son;
    for(int i=0,size=G[u].size();i<size;i++)
    {
        int v=G[u][i];
        if(v==p)continue;
        treeDp(v,u);
        A[u]+=C[v];
        son.push_back(v);
    }
    int n=son.size();
    //dp一�?nbsp;A[v]  B[v]
    dp[0][0]=0;
    for(int i=1;i<=n;i++)
    {
        int v=son[i-1];
        dp[i][0]=dp[i-1][0]+B[v];
        for(int j=1;j<=i;j++)
        {
            dp[i][j]=MAXN;
            if(i-1>=j)dp[i][j]=min(dp[i][j],dp[i-1][j]+B[v]);
            dp[i][j]=min(dp[i][j],dp[i-1][j-1]+A[v]);
        }
    }
    B[u]=C[u]=MAXN;
    for(int k=0;k<=n;k++)
    {
        if(k&1)B[u]=min(B[u],dp[n][k]);
        else C[u]=min(C[u],dp[n][k]);
    }
}
int main()
{
    int n;
    while(scanf("%d",&n),n)
    {
        for(int i=1;i<=n;i++)G[i].clear();
        for(int i=1;i<n;i++)
        {
            int a,b;
            scanf("%d%d",&a,&b);
            G[a].push_back(b);
            G[b].push_back(a);
        }
        treeDp(1,0);
        printf("%d\n",min(A[1],B[1]));
    }
    return 0;
}

2011.3.13 今天�q�出�q�题
数组开��了(ji��n)�Q�wa�?br>n<=100 我开101也不行？ T_T

状态表�C�Zؓ(f��)
dp[u,0] u父亲未亮�Q�u�?qi��ng)子树(w��i)都已经点�?br>dp[u,1] u父亲、u未亮�Q�子�?w��i)都�?br>dp[u,2] u父亲、u�?qi��ng)子树(w��i)都亮�?ji��n)
转移是：(x��)
dp[u,0] <- 奇数个dp[v,2] + 剩下的dp[v,0] v是u的儿�?br>dp[u,1] <- 偶数个dp[v,2] + 剩下的dp[v,0]
dp[u,2] <- 自��n点亮1��?+ 所有都是dp[v,1]
注意的是有一�U�思想�Q?br>�Ҏ(gu��)��点灯的顺序是无关的，所以在考虑u�Ӟ��其子�?w��i)该点的都已�l�点亮，u是最后点�?br>�q�样�?x��)清晰很多，��׃��会(x��)再去考虑v是否�q�点
所�?span style="BACKGROUND-COLOR: yellow">实际情况从底往上点�?/span>�?/p>

附：(x��)

There is a tree

Time Limit:1000MS Memory Limit:65535K

题型: �~�程�?/span> 语言: 无限�?/span>

Description

Tree is a graphy without loop and direction when defined in the graphy theory realm. There is a tree with a light and a button at each node. If the button is presses, the state of light at this node will switch to the other state, meaning that it will trun from ON to OFF, or from OFF to ON. Besides, the state of light in the neighbour nodes will also switch from ON to OFF or OFF to ON.

At the beginning, all the lights are in the state OFF. It is your task to find out at least how many operations of switching should be performed in order to make all the light ON.

Input

There are mutiple of data sets in the file.

At each case, the first line contains an integer n, indicating the number of Nodes in the tree. (n<=100)

Then following n – 1 lines. Each line contains a pair number of x y, meaning that Node x and Node y is linked with an edge.

The input file is terminated by a 0.

Output

For each case, output the minimal number of operations to light up all the lights.

Sample Input

1 2

1 3

Sample Output

数据�Q?in.txt out.txt

_Yuan 2010-08-05 23:26 发表评论

_Yuan — Sat, 31 Jul 2010 14:29:00 GMT

今天08�?9的个人排位赛�Q�出�?ji��n)下面这道，一开始看觉得很难�Q�后来推出来�?ji��n)后��׃��是很难�?ji��n)�?br> 哈哈�Q�只有我一个�h做出来，下面说下怎么做�?br> 题目定义一�U�叫做n-circle five-angle 的图�Q�问生成�?w��i)的个数�Q�每个点都算一个不同的�?

Illustration 1: 4-circle five-angle graph

首先�Q�中间的环肯定要��L��一些，但是��L��多少条、哪几条呢？
可以枚�D情况。就拿样例说�Q�我们去掉�Q意的两条�Q�得��C��图：(x��)

   �U�色的边表示��L��的�?br>   1�Q�对于非�U�色边组成的环，4条边��L��一条都能删除，�?^n-i�q�里i是中间环要删除的�Ҏ(gu��)��
   2�Q�对于红色边�l�成的环�Q�这4*i条边只能删除一条，删多�?ji��n)就会(x��)不�q�通了(ji��n)�Q�也�?*i�U?br>   再乘?sh��)��一个组合数C(n,i)卛_��
   所以F(n) = �?4^n-i*4*i*C(n,i)    1≤i≤n
   样例�l�了(ji��n)2�Q�注意是2条��^行边形成的环�Q?br>

#include<cstdio>
#include<cstring>

int C[101][101],F[101];

int pow4(int n)//4^n
{
    int ans=1,p=4;
    while(n)
    {
        if(n&1)ans=ans*p%2007;
        p=p*p%2007;
        n>>=1;
    }
    return ans;
}
int main()
{
    //freopen("in","r",stdin);
    //freopen("out","w",stdout);
    for(int i=1;i<=100;i++)
    {
        C[i][i]=C[i][0]=1;
        for(int j=1;j<i;j++)
            C[i][j]=(C[i-1][j]+C[i-1][j-1])%2007;
    }
    for(int n=2;n<=100;n++)
    {
        F[n]=0;
        for(int i=1;i<=n;i++)
            F[n]=(F[n]+pow4(n-i)*4*i*C[n][i])%2007;
    }
    int n,T;
    scanf("%d",&T);
    while(T--)
    {
        scanf("%d",&n);
        printf("%d\n",F[n]);
    }
    return 0;
}

附题目：(x��)

Problem A. Spanning Tree

A peculiar graph, called n-circle five-angle graph, consists of a polygon with n vertices in the center, and each side of the central polygon is linked with a pentagon(pentagon: a polygon with 5 sides). There is an example of 4-circle five-angle graph below. Obviously, there are 4 vertices in the central polygon.

Now, it is you time to calculate how many spanning trees could this special graph generate. Pay attention that all the vertices in the graph should be regarded as different ones. Do you still remember the definition of spanning tree? Perhaps you may be familiar with the terminology of MST(minimal spanning tree). Yes, a spanning tree T of a connected, undirected graph G is a tree composed of all the vertices and some (or perhaps all) of the edges of G.

Illustration 1: 4-circle five-angle graph

Input:

First line: T, the number of test case.

Then follow T lines, each line contains a number n(n <= 2 <= 100), indicating it is an n-circle five-angle graph.

Output�Q?/span>

For each test case, output the answer mod 2007 pre line.

Sample Input

Sample Output

��试数据�Q?a href="http://www.shnenglu.com/Files/Yuan/in.txt">in.txt out.txt

_Yuan 2010-07-31 22:29 发表评论

_Yuan — Wed, 28 Apr 2010 16:16:00 GMT

/*
    不错的一道题
    题意�Q�给��Z��二叉树(w��i)�Q�有权��|��求改变最��的点��q��

    其实�Q�有些点不用改变�Q�所以如果第k层的点a不用改变�Q�则�q��时其根的��gؓ(f��)a*2^k
    所以算出所有点�Q�如果它不用改变时对应根的��|��存在数组�?br>    然后求这个数�l�里相同个数最多的Max�Q�答案就是tot-Max�?br>
    �q�有�Q�遇到[表示层次++�Q�遇到]表示层次--
*/
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
using namespace std;

const int MAXN=1000010;

char str[MAXN];
long long ans[MAXN];

int main(){
    int T;
    scanf("%d",&T);
    while(T--){
        scanf("%s",str);
        int level=0,tot=0;
        for(int i=0;str[i];i++){
            if(str[i]=='[')level++;
            else if(str[i]==']')level--;
            else if(str[i]<='9'&&str[i]>='0'){
                long long tmp=0;
                for(;str[i]&&str[i]<='9'&&str[i]>='0';i++)
                    tmp=tmp*10+str[i]-'0';
                i--;
                tmp=tmp<<level;
                ans[tot++]=tmp;
            }
        }
        sort(ans,ans+tot);
        int Max=1,cnt=0;
        for(int i=0;i<tot;i++){
            if(i==0||ans[i]!=ans[i-1])cnt=1;
            else {
                cnt++;
                if(Max<cnt)Max=cnt;
            }
        }
        printf("%d\n",tot-Max);
    }
    return 0;
}

_Yuan 2010-04-29 00:16 发表评论

hdoj 3363

_Yuan — Tue, 27 Apr 2010 01:29:00 GMT

/*
    好题
    有一个结论，最多只需两刀�?br>    用一个长度�ؓ(f��)n/2的区间去扫就�?br>    如果�q�个区间里H的个��Cؓ(f��)h/2�Q�则T的个��C��为t/2�Q�就满��?br>    所以只考虑H的变化，当它满��?ji��n)就满��?br>    而扫的过�E�，H ++�?-或不变，但由于不�q��Q�所以��M��(x��)变到h/2
*/
#include<cstdio>
#include<cstring>

const int MAXN=100010;

int sum[MAXN];

int main(){
    int n;
    char ch;
    while(scanf("%d\n",&n),n){
        for(int i=1;i<=n;i++){
            ch=getchar();
            sum[i]=sum[i-1];
            if(ch=='H')sum[i]++;
        }
        if(sum[n]&1||n&1){printf("-1\n");continue;}
        int beg=0,end=n/2;
        while(end<n){
            if((sum[end]-sum[beg])*2==sum[n]&&
            ((end-sum[end])-(beg-sum[beg]))*2==n-sum[n])break;
            beg++,end++;
        }
        if(end==n/2)printf("1\n%d\n",end);
        else printf("2\n%d %d\n",beg,end);
    }
    return 0;
}

_Yuan 2010-04-27 09:29 发表评论