A. 플립 동전
언뜻보기에 나는 주어진 $ K $ 점은 잘 백업 한, 정신적으로 물 문제로, 그래서 두 번째 컷을 느낄 수 있다고 생각합니다.
그런 다음 20 분 완료, 그것은 컷 초였다.
그래서이 사실은 원래의 제목입니다.
두 개의 변환 된 포인트를 변경하는 독점하고 수정 부분의 차이의 원래 시퀀스 또는 의미에 대해 생각.
문제는 초기 상태로 $ 1 $ 2K $ $ $ $ 0 손실의 총을 변경 그래서.
그리고 사라진다 동일한 점에서의 쌍에 대응하는 각각의 의미있는 작업 알았다.
시퀀스의 길이에 따라서 $ $ N-짧은 $ BFS $에 의해 전처리 두 점의 기여를 제거 할 수 있습니다.
주제 추천 토폴로지 내의 압력 후 (즉, 2 ^ {$ 2K} $ ~ $ 0 $) 최단 충분히 실행.
B.의 회문 하위 문자열
때 테스트의 아이디어 :
각 간격에 대한 트리 라인 내부의 답변의 총 수를 유지하는 것이 좋습니다.
당신은 기여를 더한 범위에 걸쳐 공헌에 대한 통계만큼 두 아들을 병합 할 때.
그럼 기여 manacher 알고리즘에 의해 $ O (K) $ 시간에서 처리 될 수있다.
필요 manacher 될 동안, 문자열 값, 직접 $ O (\ SQRT N) $ 수정 $ O (1) $ 쿼리를 차단하여이 일.
동작, 직접 히트 게으른 라벨의 수정을 위해, 대답은 산술 순서가 될 수 변경하는 방법입니다.
그러나, 많은 특별 선고 manacher, 약간의 메스꺼움, 복잡성 $ O (qklogn + N \ SQRT의 N)에서 $가 맞다,하지만 긍정적 인 솔루션 우수은 없지만.
N은 분할 트리의 가장 직접적 간격 통계 심문 합산 될 수 있으므로 들면 $ I $부터 올바른 순서 팔린 드롬 서열에 사전 처리 액의 수이다.
마지막으로 작은 부분의 경우, 직접 manacher 폭력을 실행할 수 있습니다.
수정 작업을 위해, 상기 중간 부에서 시작하는 팔린 드롬 서열의 다수의 세그먼트 트리 부에 의해 변경 될 수 있고, $ K $이다.
다음 작은 조각의 경우, 여전히이 트리 라인을 통해 해결할 수 있습니다, 직접 manacher 폭력 치료를 달렸다.
이러한 복잡도는 O (NK + Q (K + logn)) $ $이다.
C를 최대치
우리는 지금 컬렉션을 선택 고려.
직접 주문을위한 최적의 전략의 총에 대답 할 수 $ B의 모든 $의 세트는 $를 $ 때문에, $는 $는 시대의 대부분의 수에 가장 큰 기여를한다.
그런 다음 당신은 $ 단조 순위에 증가하고 $를 찾아야합니다.
그들이 DP의 속성을 통해 직접 수 있기 때문에이 속성은 매우 중요합니다.
제공자가 $ {dp_의 난, J는 I $} $ 번째 요소를 나타낸다 $ 최적의 전략은 선택된 요소 $ $ J.
따라서 명백한 $ DP $ 송금 $ dp_가 {저는 j는} 맥스 (dp_ {I-1, J} dp_ {I-1, J-1} + b_i + A_I * (j-1)) = $.
이 일이 지속성 같은 비트 것으로 보인다 방식을 최적화하는 것이 좋습니다.
DP 블라인드는 $ $ 단조 전이 온도를 추측 즉, 후자의 다른 부분에서 $ {dp_ I-1, J} $에서 부분.
플레이 테이블 FOUND은 참으로 경우입니다.
경계 지점은 K $ $, 왼쪽에있는 이전의 상태 전이, 상태 전환에 의한 후자의 오른쪽이있다.
그리고 나는 질문의 차이 목록을 유지 $ 설정 함께 $와,이를 수행 원래 물건처럼 조금 발견했다.
$ 차동 배열을 DP $하기 위해 테이블을 명중 한 다음 몇 가지 단조을 갖고있는 것 같아요 발견했다.
그런 다음, 테이블 크기가 발견 히트 삽입 소자 $ (RK-1) * A_I + b_i $가 삽입 위치에 딱 맞는 위치 및 상기 요소들에 변경없이, 소자 플러스 $ A_I $ 전체 돌아온다.
그래서에 균형 잡힌 트리를 만든다.
그러나 빠른 읽기 LONGLONG 그 자리, 자폐증에 갑자기 사망 읽지 않는다.
내가 쓰기 일부 쓰레기 이야기이기 때문에, 강 증명하십시오 위대한 하나님 YXS 블로그.
이러한 행위에 대한 하나의 설명이다
$ K $ 번째 문서의 총이 존재하는 경우 i는 최적의 솔루션에 제 기사를이 $ $의 결론을 고려, 그것은 또한 하나 개의 문서에서 $ K + 1 $ 최적의 솔루션에 존재해야합니다, 위대한 하나님 블로그의 증거를 참조하십시오.
$ F_ 고려 {I, J} = F_ {I-1, J} $ 다음이 $ F_ {I-1, J}> F_ {I-1, J-1} + A_I * (j-1) + b_i $.
즉 F_ $ {I-1, J -f_} {I-1, J-1}> A_I * (j-1) + b_i $ 때문에 G_ $ {I, J = F_} {I, J} -f_ {I, J-1} $, 즉 차분 어레이 배열 $ F $.
G_가 $ {I, J}> A_I * (j-1) + b_i $, $ I $ 위치에 대한 처음 두 항목에 대응되도록 적당한.
소자 $ K $으로 차동 테이블의 삽입 위치의 영향을 고려한다.
$ J는 <k 개의 $
$$ G_ {I, J = F_} {I, J -f_} {I, J-1} = {F_ I-1, J -f_} {I-1, J-1} = {G_ I-1 , J} $$
$ J> K 선택 $
$$ G_ {I, J = F_} {I, J -f_} {I, J-1} = {F_ I-1, J-1} + A_I * (j-1) + b_i-F_ {I- 1, J-2} -a_i * (j-2) = -b_i G_ {I-1, J-1} + A_I $$
삽입 동작하기 때문에, 자동과 같은 가산 접미사 것이면 인덱스 시프트.