ABC212G Power Pair
推柿子题
\(\sum\limits_{x}^{P-1}\sum\limits_{y}^{P-1} \exists n \in \mathbb{N}\ x^n \equiv y(\bmod P)\)
\(1+\sum\limits_{x=1}^{P-1}\sum\limits_{y=1}^{P-1} \exists n \in \mathbb{N}\ x^n \equiv y(\bmod P)\)
考虑模 \(P\) 意义下的原根 \(g\) ,有 \(x=g^a,y=g^b\)
\(1+\sum\limits_{x=1}^{P-1}\sum\limits_{y=1}^{P-1} g^{an} \equiv g^{b} (\bmod P)\)
\(1+\sum\limits_{x=1}^{P-1}\sum\limits_{y=1}^{P-1} an \equiv b (\bmod P-1)\)
这个可以看成一个长度为 \(P-1\) 的环，我每次在上面走 \(a\) 步，求 \(b\) 的数量，这个是 \(\frac{P-1}{\gcd(a,P-1)}\) 个。
\(1+\sum\limits_{a=1}^{P-1}\frac{P-1}{\gcd(a,P-1)}\)
\(1+\sum\limits_{d|(P-1)} \frac{P-1}{d}\sum\limits_{a=1}^{P-1}[\gcd(a,P-1)=d]\)
\(1+\sum\limits_{d|(P-1)} \frac{P-1}{d}\varphi(\frac{P-1}{d})\)
现在就可以求了
\(1e12\) 以内的约数数最多的数有 \(6720\) 个约数，跑不满
ABC212H Nim Counting
可以说只要会 \(FWT\) 就可以切
题意：给定长度为 \(K\) 的数组 \(A\) ，给定 \(N\) ，现在你要选择有 \([1,N]\) 堆石子，每一堆石子的数量 \(\in A\) ，现在玩 \(nim\) 游戏，求先手获胜的局面有多少种
其实就是满足在 \(x^a \times x^b=x^{a\ xor \ b}\) 下求 \([x^t]\sum\limits_{i=1}^{n}(f(x))^i\) 其中 \(t \in [1,值域]\)
因为 \(FWT(A+B)=FWT(A)+FWT(B),FWT(A\ xor \ B)=FWT(A) \times FWT(B)\)
所以可以首先先 \(FWT\) ,然后对 \(FWT\) 的每一项做 \(\sum\limits_{i=1}^{n}{a_x}^i=\frac{{a_x}^{n+1}-a}{a-1}\)，然后 \(IFWT\)
ABC213G Connectivity 2
小清新计数题
看数据范围考虑状压
设 \(f_S\) 表示现在与一联通的子图点集是 \(S\) 的方案数，转移发现不好转移，所以正难则反，用总数减去不合法
code（这里 \(f\) 为了卡常没有点 \(1\)
ABC214G Three Permutations
个人感觉非常困难
ABC214H Collecting
洛谷题解全是扯淡的
首先发现可以直接建图流，但是这样时间复杂度是 \(O(nmk)\) 的，\(\%114514\) 过不了，考虑优化
发现有一个东西是 \(Dijsktra\) 求最小费用流，时间复杂度是 \(O(nm+km\log m)\) 的，时间复杂度瓶颈在一开始要求一遍 \(spfa\) ，考虑怎么建出来图没有负权边，之前的建图要建负权边是因为我要求的是最大费用最大流，发现这玩意就是最小浪费代价最大流，这玩意要怎么弄呢，首先缩点成为一个 \(dag\) ，按 \(dag\) 层数标号，我要是从一个编号为 \(i\) 的点到一个编号为 \(j\) 点的话中间的肯定选不上，要是走到这里就不走了说明后面的全选不了，这样就可以做了
ABC215G Colorful Candies 2
挺傻逼的一道题
但是我降智没想出来/ng
退役算了/cf
假设现在有 \(m\) 种颜色，你选 \(x\) 个球，那么选颜色 \(i\) 的概率就是 \(\frac{{n \choose x} - {n-sum_i \choose x}}{n \choose x}\)
这样就可以 \(O(n^2)\) 了
然后发现本质不同的 \(sum_i\) 个数时 \(\sqrt n\) 级别的，所以可以 \(O(n\sqrt n)\) 做了
ABC215H Cabbage Master
学习到的很多
很容易联想到二分图，每一个球是左部点，每一个盒子是右部点（当然做的时候不用建出来，不然就寄了，所以下面说的左部点都是对于颜色，右部点都是对于盒子），求完美匹配
考虑霍尔定理
\(n<=20\) 可以直接枚举，但是发现右部点的权值不好算，所以可以改一下枚举的定义，即我选了一些右部点，他们所有可达的左部点集合为 \(S\) ，这样就可以 \(FWT\) 算右部点权值了
假设现在我选的左部点权值是 \(x\) ，右部点权值是 \(y\) ,第一问答案就是 \(cnt=min\{y-x+1\}\)
将不用删点特判掉之后考虑求方案数
当一个左部点集合 \(S\) 删去 \(cnt\) 个点时没有完美匹配当且仅当 \(\exists \ T \ S \in T\) 且 \(T\) 的 \(y-x+1=cnt\) ，为了不算重，我们钦定 \(S\) 里面包含的颜色都至少被删去一个球。
至于怎么求，考虑容斥
先提前算出不钦定的值，然后外层枚举现在处理到第几个颜色，内层枚举集合 \(S\) 现在等于时颜色编号小于 \(S\) 的都已经钦定选了，然后你减去把现在枚举的颜色去掉的 \(dp\) 值，仔细想想发现很正确
ABC219H Candles
可能？是套路题
但是我不会/ng
因为我不能记时间，所以可以考虑费用提前计算
首先先思考假如蜡烛可以燃烧到负数，发现这就是 P1220 关路灯 ，但是现在不能燃烧到负数，也就是 \(\max(0,a_i)\) ，于是就有一个思路就是在第 \(i\) 根蜡烛的时候把 \(a_i\) 和 \(0\) 都转移一遍，因为是取 \(\max\) ，所以最后答案是正确的
现在我不知道有多少蜡烛是没到就会燃尽，所以我区间 \(dp\) 多记一维表示当前区间外有 \(i\) 根蜡烛未燃尽，这样就可以实现上述转移了
设 \(f_{l,r,i,0/1}\) 表示在区间 \([l,r]\) ，区间外有 \(i\) 根蜡烛在燃烧，现在在 左/右 端点时的燃烧掉的最小值
\(f_{l,r+1,i,0}=\min\{f_{l,r,i,0/1}+i \times dist+a_{r+1},f_{l,r,i+1,0/1}+i \times dist\}\) 其他转移同理
\(\min\) 中前面的就是 \(r+1\) 的熄灭了，后面的时没熄灭的
ABC298Ex - Sum of Min of Length
挺神秘的一道题
题意：给你一棵树，多次询问，每次询问给定两个点 \(x,y\)，求 \(\sum\limits_{u=1}^{n} \min(dist(u,x),dist(u,y))\)
如果只有一个点发现非常好求，直接换根 \(dp\) 就好了，现在考虑两个点怎么做
首先肯定是要找出 \(u\) 到 \(v\) 的中点 \(mid\) 的
其中以 \(mid\) 为子树的点肯定是到 \(u\) , 而剩下的节点是到 \(v\)
现在把式子列出来：
设集合 \(S\) 包含以 \(mid\) 为子树的的节点（黄色方框包含的节点），集合 \(T\) 包含剩下的节点（绿色方框包含的节点）
\(ans=\sum\limits_{u \in S} dist(u,x)+\sum\limits_{u \in T} dist(u,y)\)
\(ans=\sum\limits_{u=1}^{n} (dist(u,x)+dist(u,y))-(\sum\limits_{u \in S} dist(u,y)+\sum\limits_{u \in T} dist(u,x))\)
\(ans=\sum\limits_{u=1}^{n} (dist(u,x)+dist(u,y))-(\sum\limits_{u \in S} dist(u,mid)+\sum\limits_{u \in T} dist(u,mid)+sz_{mid} \times dist(mid,y)+(n-sz_{mid}) \times dist(mid,x))\)
\(ans=\sum\limits_{u=1}^{n} (dist(u,x)+dist(u,y)-dist(u,mid))-sz_{mid} \times dist(mid,y)-(n-sz_{mid}) \times dist(mid,x))\)
哈哈，非常神奇的我们就可以做了
时间复杂度 \(O(n\log n)\)