给定一个 $n\times m$ 的 $01$ 矩形，求满足下列条件的子矩阵数目：
考虑 $O(n^2)$ 枚举所有的矩阵上下边界，然后 $O(n)$ 扫描所有的列。
对与约束条件一，不妨依次处理上下边界均为连续 $1$ 的区间，然后只考虑在该区间中全是 $1$ 的列的贡献。
对约束条件二，不妨将 $0$ 设为 $-1$，于是约束变为子矩阵内部的数值和绝对值不超过 $1$。
考虑桶维护区间内所有合法列的内部数值和，总时间复杂度 $O(n^3)$。
给定 $n$ 个区间，每个区间都有 $\frac 12$ 的概率被选中，问所有选中区间的交区间长度的平方的期望值。
设离散化后 $\text{X}$ 轴被分割为 $[x_1,x_2\cdots x_{m+1}]$，记 $[x_i,x_{i+1}]$ 的长度为 $y_i$
易知某个选择方案的贡献为 $\cfrac {(y_l+y_{l+1}+\cdots +y_r)(y_l+y_{l+1}+\cdots +y_r)}{2^n}$。
上式可以化为 $y_l\cfrac {y_l+y_{l+1}+\cdots +y_r}{2^n}+y_{l+1}\cfrac {y_l+y_{l+1}+\cdots +y_r}{2^n}+\cdots +y_r\cfrac {y_l+y_{l+1}+\cdots +y_r}{2^n}$
于是对每个交区间包含 $[x_i,x_{i+1}]$ 的方案，$[x_i,x_{i+1}]$ 的贡献为该方案的交区间总长度乘以 $y_i$ 除以方案数。
于是 $[x_i,x_{i+1}]$ 的总贡献为所有包含 $[x_i,x_{i+1}]$ 的方案的交区间长度的期望值乘以 $y_i$，考虑扫描过程中维护所有包含 $[x_i,x_{i+1}]$ 的线段。
设某个区间 $[x_j,x_{j+1}]$，假设它被 $d$ 条线段覆盖，则它对交区间长度的期望值的贡献为 $\cfrac {2^d-1}{2^n}$。
考虑先对每个区间贡献乘以 $2^n$ 然后加一，于是只需要建立一棵支持区间乘法的线段树即可维护交区间的期望长度。
最后处理先前操作的影响即可，时间复杂度 $O(n\log n)$。
给定一棵边权树。每次可以选择一条所有边的边权为正的路径，将路径上的所有边权减一。问至少需要多少次操作才能使树上所有边权为零。
接下来若干次修改，每次可以选择一条边修改边权，每次修改后再次询问至少需要多少次操作才能使树上所有边权为零。
可以将上述问题理解为最小路径覆盖，于是答案为起点数 $+$ 终点数除以 $2$。
先考虑答案下界。如果每个点的来自某个方向的路径数 $v$ 大于所有路径和 $s$ 的一半，则最优方案为将其他所有 $s-v$ 条路径与该方向路径配对。
则无法配对的路径还有 $2v-s$ 条，他们只能作为起点或终点。
如果每个点的来自某个方向的路径数 $v$ 不大于所有路径和 $s$ 的一半且路径和为奇数，则会留下一个端点，如果为偶数则可以恰好配对。
接下来考虑答案下界的构造方案，可以每次选择度数为 $1$ 的节点，将它删除同时将未配对的路径沿伸到与它相邻的节点，不断重复上述操作即可。
有 $n$ 支球队，每支球队需要两两间打一场比赛，一场比赛需要打一天且一天只能安排一场比赛。
每个球队从它的第一场比赛入场，最后一场比赛退场，等待时间即中间的天数。输出所有球队等待时间最小的方案。
大概思路就是将球队平均分成两组 $\text{A},\text{B}$，先 $\text{A}$ 内部打，然后 $\text{A},\text{B}$ 间打，然后 $\text{B}$ 内部打。
$\text{A}$ 内部打的时候尽量让球队晚入场，$\text{B}$ 内部打的时候尽量让球队早退场。
$\text{A},\text{B}$ 间打的时候均衡一下 $\text{B}$ 的入场速度和 $\text{A}$ 的退场速度。
给出 $n=8$ 的构造供参考。
| 1,2 | |||
| 1,3 | 2,3 | ||
| 1,4 | 2,4 | 3,4 | |
| 1,5 | 2,5 | 3,5 | |
| 1,6 | 2,6 | ||
| 1,7 | |||
| 1,8 | |||
| 2,7 | 2,8 | ||
| 3,6 | 3,7 | 3,8 | |
| 4,5 | 4,6 | 4,7 | 4,8 |
| 5,6 | 5,7 | 5,8 | |
| 6,7 | 6,8 | ||
| 7,8 |
给定长度为偶数的序列 $a$ 和序列 $x$，保证 $a_i$ 互异，且如果 $x_i\neq -1$ 则有 $a_i\lt a_{x_i}$。
要求进行 $\frac n2$ 次删除操作，每次选择 $(a_i,a_j)$ 进行删除，要求删除满足 $x_i\neq j$ 且 $x_j\neq i$。删除后序列下标不变。
第 $b$ 次删除的费用为 $b\times \min(a_i,a_j)$，求最小的删除费用和配对方案。
先考虑没有 $x$ 限制的情况，考虑将序列 $a_i$ 从小到大排序，将其分成 $A=a[1,\frac n2],B=a[\frac n2+1,n]$ 两段。
显然每次选择 $A$ 中最大的和 $B$ 中的任意一个删除最优。
现考虑存在 $x$ 限制的情况，如果 $A$ 中某个元素的 $x$ 位于 $B$ ，则考虑在两元素间连一条边。
情况 $1$：不存在 $B$ 中的某个点与 $A$ 中的所有元素连边
考虑将 $B$ 中点按度数从大到小排序。
同样从大到小考虑 $A$ 中每个元素，如果可以与当前 $B$ 中度数最大的点配对，则立刻配对，否则与当前 $B$ 中度数次大的元素配对。
可以证明这样最终可以完成所有配对。定义如果 $A$ 中某个元素的 $x$ 仍然存在于 $B$ 中，则称改元素被锁定。
如果遇到某次需要将 $B$ 中度数为 $0$ 的元素配对，如果此时取的是最大值，则说明剩余 $B$ 中所有元素均可配对。
如果此时取得是次大值，说明剩余 $B$ 中除最大值外的所有元素均可配对。
接下来如果之前操作中配对时删除的元素度数大于 $1$，则可以使得配对后 $A$ 至少有一个未锁定元素，该元素一定可以与 $B$ 当前最大值配对。
否则说明 $A$ 中锁定的元素等于当前的配对个数，于是同样有未锁定元素可以配对。
情况 $2$：存在 $B$ 中的某个点与 $A$ 中的所有元素连边
从 $B$ 中选择一个值最小且可以与该元素配对的元素进行配对。
如果无法找到指定元素，显然该元素永远无法配对。否则配对后将解锁所有 $A$ 中元素。考虑重新将 $A$ 的最大元素划分给 $B$。
接下来可以直接按无限制的方式配对。
总时间复杂度 $O(n\log n)$。
$$s=\prod_{x=1}^n\prod_{y\mid x}\cfrac {y^{\tau(x)}}{\prod_{z\mid y}(z+1)^2}$$
$$\prod_{d\mid x}d^2=\prod_{d\mid x}d\frac xd=x^{\tau (d)}$$
根据上式，有
$$\prod_{x=1}^n\prod_{y\mid x}\cfrac {y^{\tau(x)}}{\prod_{z\mid y}(z+1)^2}$$
$$ \begin{equation}\begin{split} s&=\prod_{x=1}^n\prod_{y\mid x}\cfrac {y^{\tau(x)}}{\prod_{z\mid y}(z+1)^2}\\ &=\prod_{x=1}^n\prod_{y\mid x}\cfrac {\prod_{z\mid y}z^2}{\prod_{z\mid y}(z+1)^2}\\ &=\prod_{x=1}^n\prod_{y\mid x}\prod_{z\mid y}\cfrac {z^2}{(z+1)^2}\\ &=\prod_{y=1}^n\left(\prod_{z\mid y}\cfrac {z^2}{(z+1)^2}\right)^{\lfloor\frac ny\rfloor}\\ &=\prod_{z=1}^n\left(\cfrac z{z+1}\right)^{2\sum_{k=1}^{\lfloor\frac nz\rfloor}\lfloor\frac n{kz}\rfloor} \end{split}\end{equation} $$ 令 $f(n)=\sum_{i=1}^n \lfloor\frac ni\rfloor$，于是上式变为
$$s=\prod_{z=1}^n\left(\cfrac z{z+1}\right)^{2f(\lfloor\frac nz\rfloor)}$$
考虑分块，有
$$\prod_{z=l}^r\left(\cfrac z{z+1}\right)^{2f(\lfloor\frac nz\rfloor)}=\left(\prod_{z=l}^r\cfrac z{z+1}\right)^{2f(\lfloor\frac nl\rfloor)}=\left(\frac l{r+1}\right)^{2f(\lfloor\frac nl\rfloor)}$$
$f(\frac nl)$ 也可以通过分块计算。总时间复杂 $O\left(\sum_{i=1}^{\sqrt n}\sqrt i+\sqrt {\frac ni}\right)=O\left(n^{\frac 34}\right)$。
$$\sum_{i=1}^n \lfloor\frac ni\rfloor=\sum_{i=1}^n \tau (i)$$
考虑线性筛处理 $O\left(n^{\frac 23}\right)$ 的 $\tau (n)$ 的前缀和，大于 $n^{\frac 23}$ 的 $f(n)$ 暴力分块计算。
时间复杂度变为 $O\left(n^{\frac 23}+\sum_{i=1}^{n^{\frac 13}}\sqrt {\frac ni}\right)=O\left(n^{\frac 23}\right)$。
给出一个字符串，定义一个字符串 $S$ 对应序列 $B$，其中 $b_i=\min_{j\lt i,s_j=s_i} (i-j)$，如果不存在 $j$，$b_i=0$。
求序列 $B$ 后缀排序后的结果。
构造 $c_i=\min_{j\gt i,s_j=s_i}(j-i)$，如果不存在 $j$，$b_i=n$。特别的，$c_{n+1}$ 为 $c$ 的结束符且 $c_{n+1}=n+1$。
有结论将 $B$ 序列后缀排序结果翻转后与 $C[1,n+1]$ 后缀排序前 $n$ 项相同。