分治：
分割し、分割統治、分割統治を征服、分割統治法には、いくつかの小規模な問題には大きな問題であり、それらを解決し、最終的にはサブ問題を解くことによって、全体的な問題を解決します。
除算を使用し、主に二つの側面にOIでアルゴリズムを征服します：
バイナリ検索に基づいて、使用の三分の二を見つける1
2.タイトルの使用は、より細かい部分問題に分割して
私たちは、オーダーのこれらの二つの側面を説明します
ハーフ -
二部性質がある：もう一方の側が満たされない間の境界内で決定ソート範囲は、要素の境界面は、特定の特性を満たします。
そのため、以下の2点が、多くの場合、問題の種類を使用している解決するために：
1.単純なバイナリ検索
2.バイナリ回答（すなわち、特定の特性を満足する最大の価値を求めているの単調関数）
3.最も値の最も値（ハーフタイトルの最も一般的なタイプ）
ハイレベルから半分を理解します：
これは、実際にバイナリ決定境界です。
二分法は、秩序必要とサイズを注文することができ、それはまた、他の奇妙な問題であることができます。
最も値が最も値：最大最小値、最小最大=>半分=>優秀な書き込みをしたいです。
バイナリテンプレート：
私は本当に書き半分の話が好きではありません
教室によってNoip2012
ディファレンシャルを使用する接頭次いで、マーキング考え日によって再び教室の数を取得し、O（N + M）。
次に、2つの点、O（n）の合法性qwqを比較
プラスライン無知な力
突然、アムウェイのウェブサイト：
U 1〜範囲内NUM、番号xで割り切れること数。
V 1〜範囲内NUM、割り切れるyは数。
W 1〜NUMの範囲内において、X * yは、数で割り切れる数です。
Oの複雑さ（ログ] 3/2 N）
EPS：
まず言う：1E-8は10 ^ -8です。
非単峰性の関数：
各ピークを切り出し、その後、最適を求めるの各部分、
限り、あなたは十分に薄く切って、そのそれぞれがピークで、それをピークカットする方法
LEN：各セグメントの長さ
ブロック -
アレイ、約√N長さのそれぞれの第1のサブブロック長nを√N。
1.シンプルなアイデア、暴力。
Lは、ここでどの一つにおいて、R見つけます
ケース1：L、同じ複雑さで、RはO（√N）を超えません
2：L、O（2√n）以下での複合体中の隣接ブロック中のR。
3：L、距離からのR、L、Rは、残りの中間ブロックをマーキング、ブロック計算される; O（√N）ブロックを再生するまで。
2.ソート神々のORZ
ブロックブロック内のデータをソートする最初のブロック、,;
クエリ：
- 暴力のためにO（√N）で同じトランシェに
- 隣接ブロックのO（2√n）
- 非隣接。
首先在a数组中查询左端点l所在块中，l右侧有多少满足的
同理右端点r也跑一下；
然后对于中间的块，每一个块都在b数组中跑一个二分就好了呢qwq
暴力加加在a上，然后再排序；其他的与1的加相同；
修改：先将l所在块和r所在块进行暴力并且在b数组中重新排序，其他中间的块打标记，当查询这个块时，不再查询x，而是查询 x-此块打的标记；
3.精髓：一个long long的整数最多开方6次，0开方为0，1开方为1；
先分块，对区间分√n块，每次开方时，for l~r，全部开方，当某个块只有0或1时，打个标记，就不用再开方了；
复杂度：O(6n)；
记录离当前颜色最近的相同颜色的球的位置；
最后一句查询可以用2来做
修改：对每个颜色维护一个set；
把每个颜色丢进去；????
要满足于代码短，代码优秀；
搜索：
最短路=>广搜
求所有解=>深搜 干净代码+清晰思路
广搜的节点要开多一点；不要如此吝啬；
一般用于求最优解
轮次搜：
q0和q1交替搜索，然后直到交头；会减少垃圾节点；
迭代加深搜索：
搜到d层就不搜了，如果没有解，深度d++；
适合很深很宽的搜索树；
枚举完深度，选用深搜
开始连接：https://www.cnblogs.com/zhuier-xquan/p/10991869.html
当你觉得题面很复杂，数据范围又很小，考虑搜索；
莫得剪枝↑
剪枝1：现在体积超过n，无需再跑，直接return；
剪枝2：当前算的表面积比我们目前求得最优解大，return；
强夸剪枝二！