page神题网络流DP高精度方法无数

2.某些dinic状高精度，找规律流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。用栈先按斜率从小到大排序，然后依次处理，将当前直线与栈顶直线求交点，然后判断交点在栈顶-1nlogn狱DP+矩阵乘法+快速幂+kmp/ACf[i][j]ij的方案数。f[i]f[i-1]m^3logn。DPnlogn5%100RMQRMQ的近线性算法。单调栈+nα(n)RMQ+树+TarjanLCA。复杂度nα(n)RMQ的O(n)算法()RMQ的树状数组解法。从左到右加入每个数(a[i]=-oo)y后，回答所有形如[x,y]nlogn。n^3平衡树+二分+hashqlogn^2w叉Scapegoattree：平衡树中每个非叶子点x有w个儿子，且对于所有的i∈son[x]，满足size[i]<=2/w*size[x]h=logn/logw。size[x]/w把区间[1,size[x]]w2xO(h)的时间findkth。①for儿子表决定向下走的方向，分段指针。复杂度h*wlcp2hashx，我们维hashO(h)。logn*h=logn^2/logw插入&w*h=w*logn/logw。w=lognqlogn^2/loglogn。k2^k枚举每条边是否取，判断连通性是否与最小生成

(k>1)and状态是五维的，所以空间复杂度为O(105)，由于决策是O(n2)的，时间复杂度为O(107)。但是实际 a[i]变成a[i]-i来保证求出来的最长不下降子串是可行（即避免了1223的LIS为4这种情况.nlogn可以解决.这里注意要把处理后的数列(即a[i]-i)都变成正数，不然会有未知错误。a[i]，那么只需枚举分界点取最小值即可。a[i],a[j]之间的数肯定是前半部a[i],a[j],又因为必须满足不下降，那么就是这样了。g[i]i个数(a[i]不改变)f[i],这时候有人会说了，kilnyyO(n^3)吗？这尼玛不是坑爹呢么i很近，可以用一个链表长度相等的最长不下降子序列的尾，这就很快了... 任意一棵最小生成树就可以了。复杂度mlogn。STm^2 nlogn。10个，同时各个因子的幂肯定递减。广搜+hash2^(n*n)*n^2*4。可用费用流。f[i][j][k]i~jk ynlogn。DP。平衡树+nlogn2.01nlogWint而不是longlong构造等式，相邻等式作差，最小费用最大流（zkw费用流非常快

根据(x+y)^n展开式上面的式子可以化简为设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.枚举切割的顺序。O(n^2)模拟每次切割。(涉及直线和凸包求交)。复杂度n!*n^2或n!*n。DP。f[i]i这个集合(2^n)i这个集合后的凸包形状DAGO(n)。de树的分治+nlogn^2线段树(运用边权的特殊性质)nlogn树链剖分