失われているようですか？
T1
非常に奇妙な期待。
見つけることができますいくつかの条件によると、確率は、最終的には精度以下に収束します。
私達はちょうどに十分なラウンドを反復処理する必要があります。
T2の
暴力\（O（nは| S | 2 ^ n）は\） に合格しています。。。
奇妙な。
その答えは、労働組合を追求することが分かっ基盤と考え、封入排除を越えています。
セット\（G（S）、S \ subseteq A \） の\（S \）内のすべての例では（S \）\すべての共通のプレフィックス文字列の長さのプログラムの数*この問題が発生しました。
\（P（S）= \） 、\（S \）疑問符の数。
次に\（G（S）\）グローバルへの寄与である（G（S）2 ^ {P（AS）} \）\
\ [ANS = \ SUM \ limits_ {S \ subseteq A}（ - 1）^ { | S | -1} G（S）^ 2 {P（AS）} \]
\（ハング[I] [J]は\）を表し\（I \）疑問符と接頭辞文字列を。
\（DP [I] \） 、\（S \）すべての文字列の共通プレフィックス長\（I \） 、考慮しない\（I \）ケースの後続部分の影響下のスキーム。
\ [GS [J] = \
和\ limits_ {I \ Sにおける}ハング[I] [J] \] 前記\（J \で[1、分\ LEN {\}] \）。
もし\（S \）各文字列の\（I \）ビットではありません\（1 \） 、次いで\（CH [I] [0] = 1 \）、\ （CH [I] [1] \）と同様に定義されます。
\（DP [I] = DP
[I-1] * [CH [i]が[0] == 1 || CH [I] [1] == 1] \） 疑問符の別の完全転送（\ GS [I + 1] -GS [I] == | S | \ RIGHTARROW DP [I] = 2 * \）
。\ [G [S] = \ SUM \ limits_ 1 {I} =分{^ \ LEN {\ }} DP [I] * 2
^ {GS [最大\ {lenの\}] - GS [I]} \] この理由は、各位置の貢献を考慮することです。
だから、答えを見つけることができます。
何ができるかの前処理（| S | 2 O（\ ^ n）は\）
T3
の点の第一画分なし。
結論を推測。
除いた場合は、\（I \）高さを決定する全てのレーダー外、その後、\（I \）最適な決定のでなければなりません（0 \）\または（Y_I \）\。
考えてみましょう\（O（N ^ 2） \） 暴力を。
よる\（x + yが\）次に、直接暴力ソート\（DPを\） 。
実際にカード300の範囲内に列挙することができる（AC \）\します。
よれば、転移性\（L_iを\）は、二つの部分に分けました。
以下の場合：\（r_j <= L_iを\）したがって、直接プレフィックスすることができ、\（\ MAX） +半分。
もし：\（r_j> L_iを\） 。
当社の意思決定のこの部分は、単調な何かが必要です。
解説タイトルがライン上の単調半分スタックに従事しています。
そして、顔の兄の話にビットを聞いて、気にしない見つかった場合は\（^ログ2 \）の場合、実際には、直接の複雑\（CDQ \） +その上決定単調テンプレート。
現在の更新に残され、その後、ライン上の右に対処するために、左、右サイドでの最初の更新間隔。