Last active
July 24, 2016 02:23
-
-
Save ftiasch/fa074bcc5d066f0b4642 to your computer and use it in GitHub Desktop.
天国的浣熊群水群精华
This file contains bidirectional Unicode text that may be interpreted or compiled differently than what appears below. To review, open the file in an editor that reveals hidden Unicode characters.
Learn more about bidirectional Unicode characters
POJ3222.txt | |
misaka.99999: 11:20:53 | |
题目等价于给边定向,使得每个点的度都是偶数。既然如此,如果一个连通分量有奇数条边,那么总点度 = 边数 = 奇数,就无解。否则,求出连通分量的一颗生成树,对于非树边随意定向。现在相当于要给树边定向,使得点度是奇数(或偶数,取决于非树边随意定向的结果)。在生成树上dfs构造,对于每个点u,考虑它父亲p到它的边(p, u),根据下面定向的结果,我总能定向(p, u)使得点u满足。只剩下根,因为总点度是个偶数,所以根是天然满足的。证毕。 | |
SPOJ_PGCD.txt | |
: 08:51:10 | |
问一下spoj4491的miu函数到底怎么构造? | |
: 08:56:25 | |
4491是什么? | |
: 08:56:37 | |
求题目链接 | |
History Above | |
: 08:58:22 | |
就是那个莫比乌斯反演的 | |
http://www.spoj.com/problems/PGCD/ | |
: 08:59:25 | |
这题O(N log N)不能过是吧? | |
: 08:59:58 | |
有个做法不用枚举质数p | |
: 09:00:17 | |
要重新构造miu函数 | |
: 09:00:24 | |
没看懂题解 | |
: 09:01:35 | |
不要用miu这个表达吧。。miu(d)一般就指那个函数 | |
: 09:01:42 | |
我们其实就是要算k(n) | |
: 09:01:55 | |
假设n = p_1^e_1 p_2^e_2 ... p_m e^m | |
: 09:02:06 | |
k(n) = sum { miu(n / p_i) } | |
: 09:02:09 | |
我没弄错吧? | |
: 09:03:24 | |
什么意思? | |
: 09:03:35 | |
那结果是什么? | |
: 09:03:49 | |
sum_i k(i) * [n / i] * [m / i] | |
: 09:04:19 | |
就是。。。从容斥考虑吧 | |
: 09:04:38 | |
先算g(d),表示gcd是d的倍数的pair数量,就是[n / i] * [m / i] | |
: 09:05:04 | |
再算f(d) = sum_i miu(i) * g(d * i),表示gcd恰好是d的pair数量 | |
: 09:05:17 | |
最后for 所有质数p,累加f(p)就是答案 | |
: 09:05:25 | |
这是最原始的形式,对吧? | |
: 09:06:23 | |
对 | |
: 09:06:39 | |
那你看。。从g -> f,是个线性的形式吧 | |
: 09:06:55 | |
反正最后的答案,一定可以写作sum_i k(i) * g(i)的形式。。 | |
: 09:06:57 | |
怎么才能不枚举p? | |
: 09:07:01 | |
关键就是要把k()的系数算出来 | |
: 09:07:13 | |
到这里。。k的问题说清楚了吗? | |
: 09:07:16 | |
下面说怎么算。。 | |
: 09:07:25 | |
: 09:01:55 | |
假设n = p_1^e_1 p_2^e_2 ... p_m e^m | |
: 09:02:06 | |
k(n) = sum { miu(n / p_i) } | |
: 09:07:39 | |
如果e_1 = e_2 = ... e_m = 1 | |
: 09:07:48 | |
那么答案就是m * (-1)^{m - 1} | |
: 09:08:25 | |
如果有某个e_i > 1,假设e_1 > 1 | |
: 09:08:46 | |
那么啥。。那么答案就是miu(n / p_1) | |
cf_202.txt | |
misaka.99999: 01:31:05 | |
DAG上有4个点a, b, c, d | |
misaka.99999: 01:31:15 | |
a -> c, b -> d的方案数 | |
misaka.99999: 01:31:26 | |
等于c(a, c) * c(b, d) - c(a, d) * c(b, c) | |
misaka.99999: 01:31:32 | |
c(x, y)表示x -> y的方案数。 | |
misaka.99999: 01:32:00 | |
感觉很好理解。。就是你a -> d, b -> c总要相交的嘛。。在相交的地方翻过来就是了 | |
Nocturne: 01:32:01 | |
C按集合大小是否>=sqrt(n)分类 | |
黄宇扬: 01:32:02 | |
我觉得是>=sqrt(n)的块和<sqrt(n)的块分开处理 | |
misaka.99999: 01:34:08 | |
称>= sqrt{N}的是大集合,< sqrt{N}的是小集合 | |
misaka.99999: 01:34:21 | |
首先预处理出intersection[big][all] | |
misaka.99999: 01:34:29 | |
表示某个大集合和某个集合的交大大小 | |
misaka.99999: 01:34:42 | |
有了这个,每次更新集合的时候,可以暴力算对每个大集合的贡献 | |
misaka.99999: 01:35:11 | |
所以只有回答小集合的时候有困难,贡献有2个部分: | |
misaka.99999: 01:35:30 | |
小集合 => 小集合。。这个每次update小集合。。把更新拉到每个元素上,每次暴力重新算 | |
misaka.99999: 01:35:40 | |
大集合 => 小集合。。for每个大集合,用intersection算。 | |
cf_210.txt | |
ftiasch 10:45:20 | |
假设我们需要判断,A -> C, B -> C,是否存在一种方案是的A比B[严格先到]。 | |
ftiasch 10:45:38 | |
如果这种方案存在,那么我们让A晚0.5秒出发,也是存在的。 | |
ftiasch 10:46:27 | |
那我们现在从A, B同时开始跑最短路,dis[A] = 0.5, dis[B] = 0 | |
ftiasch 10:47:36 | |
对于某个点x,如果dis[x] = ?.5,也就是说这是A先到的,那么对于x出去的边,肯定是设为lower[e]最好,因为就算B来x,A也可以通过模仿它不至于输掉 | |
ftiasch 10:47:42 | |
= ?.0的同理 | |
changsha-online.txt | |
misaka.99999: 20:52:45 | |
变成求x^n + y^n,然后满足x + y = a, x * y = b这样。 | |
misaka.99999: 20:53:17 | |
然后x^{n + 2} + y^{n + 2} = (x + y) * (x^{n + 1} + y^{n + 1}) + (x * y) * (x^{n - 1} + y^{n - 1}) | |
misaka.99999: 20:53:34 | |
那么令f(n) = x^n + y^n,f(n)是2阶线性递推,可以矩阵乘法 | |
Ran: 20:53:43 | |
woooo... | |
misaka.99999: 20:54:03 | |
我好像符号写错了, | |
misaka.99999: 20:53:17 | |
然后x^{n + 2} + y^{n + 2} = (x + y) * (x^{n + 1} + y^{n + 1}) - (x * y) * (x^{n - 1} + y^{n - 1}) | |
chengdu-online.txt | |
misaka.99999(826513189) 21:42:11 | |
05:考虑序列(x_1, x_2, ..., x_m),满足x_1 + x_2 + ... + x_m = n,且x_1, x_2, ..., x_m <= k | |
misaka.99999(826513189) 21:42:29 | |
设f(d)表示,满足以上条件,而且循环节是d的序列数量 | |
misaka.99999(826513189) 21:42:59 | |
先求g(d),表示循环节是d的约数的序列数量,之后可以莫比乌斯反演出f | |
misaka.99999(826513189) 21:43:24 | |
答案就是sum { f(d) * n / d } | |
chengdu-onsite.txt | |
ftiasch : 09:16:27 | |
F:给一个无向图,有黑白两色,问是否存在一颗生成树,黑边的数量是一个fib数,边 <= 10^5 | |
J:统计有多少个a <= x <= b, c <= y <= d,使得(x + y) mod m == p | |
ftiasch : 09:43:03 | |
a, b, c, d, m, p <= 10^9,输出分数 | |
ftiasch : 09:44:20 | |
大体思路是算出x mod m == i的x有多少个,y也类似,然后就可以做了 | |
fft_linear_recur.txt | |
mike_nzk 14:04:06 | |
先把除数调到>=被除数位数/2 | |
mike_nzk 14:04:37 | |
然后求10^2n/除数,其中n是除数位数 | |
mike_nzk 14:06:27 | |
这步用牛顿迭代,大概yy一下,ax=1=>1/x-a=0,得牛顿迭代式x’=ax^2-x | |
mike_nzk 14:06:39 | |
然后搞一下搞出来 | |
ftiasch 14:06:58 | |
“这步”是指10^{2n} / 除数? | |
mike_nzk 14:06:57 | |
然后用这个数*被除数/10^2n | |
mike_nzk 14:07:04 | |
调整一下误差 | |
mike_nzk 14:07:12 | |
对 | |
ftiasch 14:07:25 | |
调整误差是说? | |
mike_nzk 14:08:05 | |
就是这里面会有一些误差 = =|| 要算余数调整 | |
ftiasch 14:08:29 | |
哪里用到了FFT吗? | |
mike_nzk 14:08:45 | |
牛顿迭代也是,从1位精度开始迭代的时候每一步迭代都要调整误差 | |
mike_nzk 14:09:10 | |
牛顿迭代要乘法,最后乘逆元也要 | |
mike_nzk 14:09:50 | |
总之巨麻烦。。。 | |
mike_nzk 14:11:52 | |
对的 | |
mike_nzk 14:12:29 | |
不过最近听说线性齐次递推式可以转变成高精度除法? | |
mike_nzk 14:13:03 | |
然后获得tlogtlogn的复杂度?其中t是递推式阶数 | |
ftiasch 14:13:16 | |
噢,是的呀。 | |
ftiasch 14:13:24 | |
=-= 我一直不会做高精度除法。 | |
ftiasch 14:13:36 | |
所以我只会O(t^2 log n)的。 | |
mike_nzk 14:13:48 | |
怎么做的 = = | |
ftiasch 14:14:52 | |
大概,假设是f[n] = sum b[k] * f[n - k]这个递推。 | |
ftiasch 14:15:08 | |
普通做法的话,最后就是要算A^n。 | |
ftiasch 14:15:40 | |
你可以聪明地发现,A^t = sum b[k] * A^{t - k} | |
ftiasch 14:15:58 | |
总之,可以把任意A^n用A^0, A^1, ..., A^{t - 1}线性表示。 | |
ftiasch 14:16:16 | |
然后你考虑知道A^n和A^m的线性表示,你想得到A^{n + m}的线性表示。 | |
ftiasch 14:16:27 | |
实际上就是两个多项式相乘,再mod掉一个多项式。 | |
ftiasch 14:16:38 | |
mod是为了把超过t次的降回来。 | |
nanjing_F.cpp | |
teach me plz~~ | |
ftiasch 17:59:58 | |
我想想。 | |
ftiasch 18:00:18 | |
你要知道,费用流不断增广,每条增广路的费用是越来越大的。 | |
ftiasch 18:00:40 | |
然后我们就能算出cost[f],表示增广f的流量,增广路的最大费用。 | |
ftiasch 18:00:56 | |
然后我们二分一个答案deadline,表示大家要在deadline之前全部到达。 | |
ftiasch 18:01:13 | |
我们要注意到,第i天出发的人,和第i + 1天是不互相影响的。 | |
ftiasch 18:01:31 | |
那么第0天,肯定是要找一个最大的f,使得cost[f] <= deadline。 | |
ftiasch 18:01:41 | |
第k天,就是找最大的f,使得cost[f] + k <= deadline。 | |
ftiasch 18:01:52 | |
把所有这样的f加起来,看看够不够要求的F就行了。 | |
??? 18:03:01 | |
是不同天出发的人互不影响? | |
ftiasch 18:03:41 | |
对。 | |
ftiasch 18:03:53 | |
你能感受到嘛。对于一条路径p。 | |
ftiasch 18:04:06 | |
我先走这条路径的人,总是比它先一点,是不会冲突的。 | |
??? 18:04:46 | |
大概就是这里没想到~~ | |
ftiasch 18:05:40 | |
这整个算法要说清楚挺麻烦的。 | |
ftiasch 18:05:45 | |
有很多很显然的结论要说明。 | |
ftiasch 18:05:51 | |
但是总之就是对的~ | |
??? 18:12:50 | |
但是要求的F是1e9的? | |
第k天的k是for的吗? | |
ftiasch 18:13:56 | |
不是。 | |
ftiasch 18:14:03 | |
这个题有个好处。 | |
ftiasch 18:14:05 | |
f不是很大。 | |
ftiasch 18:14:07 | |
你可以for f | |
ftiasch 18:14:12 | |
一段一段地算k。 | |
??? 18:15:12 | |
f不大是这题的固有属性? | |
ftiasch 18:15:57 | |
你感受一下。 | |
ftiasch 18:16:00 | |
肯定f不能太大。 | |
ftiasch 18:16:18 | |
毕竟(大家会的)费用流都是f * 增广复杂度的。 | |
??? 18:17:11 | |
大概感受到了 | |
??? 18:24:31 | |
不知道是不是我理解的不对 | |
??? 18:24:38 | |
那个不同天出发的人不会冲突 | |
??? 18:25:08 | |
比如第0天A走了长度为3的路径 | |
第1天B走了长度为2的路径 | |
最后一条边相同,还是会冲突的吧 | |
ftiasch 18:28:13 | |
不,是对同一条路径说的。 | |
ftiasch 18:28:26 | |
你这两条路径。在网络流里面本来就是两条路径了。 | |
??? 18:29:19 | |
那,我应该还没弄懂,再想一想~~ | |
nanjing_G.cpp | |
#include<iostream> | |
#include<fstream> | |
#include<sstream> | |
#include<cstdio> | |
#include<algorithm> | |
#include<string> | |
#include<vector> | |
#include<map> | |
#include<cstring> | |
using namespace std; | |
#define FOR(I,A,B) for (int I=int(A);I<int(B);++I) | |
#define MEM(A,B) memset(A,B,sizeof(A)) | |
#define CPY(A,B) memcpy(A,B,sizeof(B)) | |
#define FIN(A) freopen(A, "r", stdin) | |
#define FOUT(A) freopen(A, "w", stdout) | |
typedef long long LL; | |
const int N(8); | |
int bitCnt[1 << N]; //统计二进制有多少个1 | |
int put[N + 1][1 << N]; //预处理出每个状态的放置情况 | |
int a[N], b[N], c[N], d[N]; | |
vector<int> vec[N + 1][1 << N]; | |
bool bit(int x, int y) { | |
return x >> y & 1; | |
} | |
void deal(int n, int *a, int *b) { //从第1行开始处理棋盘,b为方案 | |
FOR(i, 0, n - 1) { | |
b[i + 1] = a[i]; | |
a[i + 1] ^= put[n][a[i]]; | |
if (i < n - 2) a[i + 2] ^= a[i]; | |
a[i] = 0; | |
} | |
} | |
void init() { //预处理过程 | |
FOR(i, 0, 1 << N) | |
bitCnt[i] = bitCnt[i / 2] + i % 2; | |
FOR(i, 1, N + 1) | |
FOR(j, 0, 1 << i) | |
FOR(k, 0, i) { | |
bool flag = false; | |
if (k && bit(j, k - 1)) flag ^= true; | |
if (bit(j, k)) flag ^= true; | |
if (k < i - 1 && bit(j, k + 1)) flag ^= true; | |
if (flag) put[i][j] |= 1 << k; | |
} | |
FOR(i, 1, N + 1) | |
FOR(j, 0, 1 << i) { | |
FOR(k, 0, 1 << i) { | |
MEM(a, 0); | |
a[1] = b[0] = k; | |
a[0] = j ^ put[i][k]; | |
deal(i, a, b); | |
if (a[i - 1] == 0) vec[i][j].push_back(k); | |
} | |
//printf("State(%d, %d) = %d\n", i, j, vec[i][j].size()); | |
} | |
} | |
int main() { | |
int n, ca; | |
freopen("game.in", "r", stdin); | |
freopen("game.out", "w", stdout); | |
init(); | |
scanf("%d", &ca); | |
FOR(C, 1, ca + 1) { | |
scanf("%d", &n); | |
FOR(i, 0, n) | |
scanf("%d", &a[i]); | |
int s = 0; | |
b[0] = 0; | |
deal(n, a, b); | |
int ans = -1; | |
reverse(a, a + n); | |
reverse(b, b + n); | |
FOR(i, 0, vec[n][a[0]].size()) { | |
d[0] = vec[n][a[0]][i]; | |
c[0] = a[0] ^ put[n][d[0]]; | |
c[1] = d[0]; | |
deal(n, c, d); | |
int tmp = 0; | |
FOR(j, 0, n) | |
tmp += bitCnt[b[j] ^ d[j]]; | |
if (ans == -1 || ans > tmp) ans = tmp; | |
} | |
printf("%d\n", ans); | |
} | |
return 0; | |
} | |
papers.txt | |
??? 21:14:24 | |
叉姐……1d1d决策单调性,有办法做到nlogn更好么,有办法不写栈么 | |
??? 21:14:39 | |
总感觉应该是有优化空间的 | |
ftiasch 21:14:49 | |
有。 | |
ftiasch 21:14:54 | |
总能做到线性的。 | |
ftiasch 21:15:00 | |
也有论文。:( | |
??? 21:15:13 | |
又是论文:( | |
ftiasch 21:15:33 | |
我不太记得名字了。 | |
ftiasch 21:15:47 | |
要用到某个5个字母的算法。 | |
??? 21:16:06 | |
好吧…… | |
??? 21:16:20 | |
决策单调性英文改怎么说 | |
ftiasch 21:16:20 | |
你想看么。 | |
ftiasch 21:16:25 | |
我帮你找找好了。 | |
??? 21:16:26 | |
我去搜下 | |
??? 21:16:30 | |
感兴趣 | |
??? 21:16:33 | |
好,谢啦 | |
ftiasch 21:18:17 | |
这个有2个case | |
ftiasch 21:18:26 | |
concave的简单一些。 | |
ftiasch 21:18:29 | |
能做到线性。 | |
ftiasch 21:18:37 | |
另一个似乎只能做到O(\alpha n)。 | |
ftiasch 21:18:49 | |
我当时似乎没有搜到这篇论文。 | |
??? 21:19:42 | |
好,谢啦 | |
ftiasch 21:20:04 | |
看懂了讲ACM队大讲坛吧。 | |
??? 21:20:29 | |
好……我努力 | |
ftiasch 21:20:52 | |
不是太难懂。。 | |
ftiasch 21:20:59 | |
就是看完就忘记罢了。 | |
??? 21:21:18 | |
感觉搞OI的时候没人提过这个东西 | |
ftiasch 21:21:21 | |
我记得是有个毛子题要用这个算法。 | |
??? 21:21:22 | |
都说nlogn的做法 | |
ftiasch 21:21:30 | |
当时Mithril训练的时候做过。 | |
??? 21:21:37 | |
当时也没想过能不能做的更好 | |
ftiasch 21:21:41 | |
最后硬抠常数过了。 | |
??? 21:21:48 | |
好吧…… | |
ftiasch 21:22:02 | |
这是89年的paper啊。 | |
ftiasch 21:22:12 | |
这种算法在我出生之前几年就被玩坏了。 | |
??? 21:22:18 | |
感觉dp的论文好像都比较早 | |
ftiasch 21:22:51 | |
我感觉有趣的算法都出生在80年代。:( | |
ftiasch 21:22:58 | |
现在都不做这些了。 | |
??? 21:23:10 | |
你平时都怎么接触到这些论文的 | |
??? 21:23:13 | |
感兴趣 | |
??? 21:23:47 | |
以及这个东西该怎么搜呢…… | |
ftiasch 21:23:55 | |
猜。 | |
ftiasch 21:24:03 | |
http://cstheory.stackexchange.com/ | |
ftiasch 21:24:08 | |
像这种网站,多上上。 | |
ftiasch 21:24:17 | |
我看论文喜欢把reference bfs一遍。 | |
??? 21:24:29 | |
喔……好 | |
??? 21:24:33 | |
涨姿势了 | |
ftiasch 21:25:01 | |
http://cstheory.stackexchange.com/questions/1539/whats-new-in-purely-functional-data-structures-since-okasaki | |
ftiasch 21:25:03 | |
这篇文章不错。 | |
ftiasch 21:25:09 | |
你这种数据结构爱好者不容错过。 | |
??? 21:25:44 | |
诶,听名字好有趣 | |
ftiasch 21:26:10 | |
why I won't study theory any more? | |
ftiasch 21:26:26 | |
since all interesting things have been discovered. | |
??? 21:27:00 | |
………… | |
??? 21:27:11 | |
好凄凉 | |
ftiasch 21:27:42 | |
http://courses.csail.mit.edu/6.851/spring12/lectures/ | |
ftiasch 21:27:47 | |
我猜你也没看过这个。 | |
ftiasch 21:27:53 | |
也可以看一看。 | |
??? 21:28:13 | |
这个是论文归类么 | |
ftiasch 21:28:18 | |
不是,一个课。 | |
??? 21:28:37 | |
什么大学的…… | |
??? 21:28:41 | |
mit | |
??? 21:28:42 | |
…… | |
ftiasch 21:28:45 | |
你可以学会传说中O(1)插入删除,O(1)询问前后关系的链表。 | |
??? 21:28:47 | |
是厉害啊 | |
ftiasch 21:28:57 | |
Erik Demaine很牛的,20岁就拿到PhD了。 | |
ftiasch 21:29:13 | |
16岁开始念PhD,念了4年。 | |
??? 21:29:18 | |
………… | |
ftiasch 21:29:21 | |
大概是MIT现在最年轻的教授吧。 | |
ftiasch 21:29:37 | |
他有个学生,叫mihai。 | |
ftiasch 21:29:42 | |
可惜得脑癌死了。 | |
ftiasch 21:29:52 | |
mihai一年能发4偏FOCS? | |
??? 21:29:52 | |
听起来不像美国人? | |
ftiasch 21:30:04 | |
mihai不知道哪里人,大概是欧洲哪个地方的。 | |
ftiasch 21:30:18 | |
你得知道,Warsaw U理论这么牛的地方。 | |
ftiasch 21:30:27 | |
一年加起来也只有3篇。 | |
ftiasch 21:30:30 | |
他们还非常高兴。 | |
??? 21:30:42 | |
不不,我对这些论文的各个回忆什么的完全不清楚 | |
??? 21:30:51 | |
诶,你什么时候写的论文 | |
ftiasch 21:31:01 | |
我? | |
ftiasch 21:31:04 | |
我不打算写。 | |
??? 21:31:08 | |
喔…… | |
??? 21:31:10 | |
爷…… | |
??? 21:31:15 | |
人称带错了 | |
ftiasch 21:31:48 | |
http://corner.mimuw.edu.pl/ | |
ftiasch 21:31:53 | |
这个blog也挺有趣的。 | |
??? 21:31:58 | |
唉……有这么叼的人搞科研了……我继续掺和感觉好蛋疼啊 | |
朱指导谈比赛策略.txt | |
wuyiqi: 00:18:34 | |
求教应付区域赛该怎么练 | |
御坂#???: 00:18:53 | |
吃什么补什么。。。 | |
wuyiqi: 00:19:07 | |
比赛or专题,it's a question | |
朱指导: 00:19:16 | |
把上海赛区11和上海赛区09先做一次 | |
朱指导: 00:19:23 | |
然后把10杭州 福州 | |
朱指导: 00:19:26 | |
11北京 福州 | |
朱指导: 00:19:30 | |
12杭州 金华做一次 | |
朱指导: 00:19:43 | |
然后把10成都 11大连 12长春做一次 | |
御坂#???: 00:19:53 | |
嗯= = | |
朱指导: 00:19:57 | |
我应该没记错吧。。 | |
御坂#???: 00:20:01 | |
果然就是吃什么补什么。。 | |
朱指导: 00:20:12 | |
复旦/北大/浙大 | |
Sd.无心插柳: 00:20:18 | |
..这些好像。。都是复旦北大的题 | |
朱指导: 00:20:24 | |
至于上交和中大怎么准备,我不会 | |
wuyiqi: 00:20:26 | |
百题大战 | |
御坂#???: 00:20:29 | |
不。。他说得对。。 | |
御坂#???: 00:20:37 | |
不。。确实吃什么补什么。。 | |
朱指导: 00:20:36 | |
中大可以在hust搜SYSU | |
朱指导: 00:20:43 | |
估计可能有效 | |
御坂#???: 00:20:50 | |
准备regional。。就做什么regional呗。。。 | |
朱指导: 00:20:50 | |
SJTU听天由命吧 | |
Sd.无心插柳: 00:20:58 | |
前几年的题从来没特意做过。。。 | |
wuyiqi: 00:20:58 | |
- - | |
朱指导: 00:21:05 | |
能准备就这些,别的都是硬实力 | |
wuyiqi: 00:21:17 | |
谢谢 | |
御坂#???: 00:21:58 | |
你看。。。复旦大学教练倾情指导= = | |
御坂#???: 00:22:01 | |
多么靠谱。。。 | |
朱指导: 00:23:26 | |
还是提高实力为主。。。。 | |
朱指导: 00:23:42 | |
还有个,就是手不能生,赛场上码速一定要快 | |
朱指导: 00:23:45 | |
准。。。 | |
朱指导: 00:24:01 | |
然后就是huanglei的指导思想什么的,糙快猛 | |
御坂#???: 00:24:16 | |
我觉得一般选手。。。很难有正确率的 | |
御坂#???: 00:24:20 | |
有个代码查不出就完蛋了。。。 | |
叉姐粉丝团团长: 00:24:28 | |
仰慕高端选手叉姐 | |
wuyiqi: 00:24:33 | |
赞 | |
主代码手: 00:24:37 | |
我就是一般选手 | |
ForeverBell: 00:24:44 | |
我就是一般选手 | |
朱指导: 00:24:46 | |
查不出扔掉。。。 | |
ForeverBell: 00:24:54 | |
哎。。 | |
Sd.无心插柳: 00:24:54 | |
场上debug一般都是打印下来往死里看吗.. | |
ForeverBell: 00:25:00 | |
查不出我就偏要搞。。 | |
ForeverBell: 00:25:09 | |
然后就开始意识模糊 | |
朱指导: 00:25:16 | |
然后就够了。。。 | |
朱指导: 00:25:19 | |
过了 | |
朱指导: 00:25:25 | |
或者,这题肯定数据错了 | |
朱指导: 00:25:28 | |
数据果然错了。。 | |
主代码手: 00:25:50 | |
真查30min查不出来就直接丢题啊>-< | |
朱指导: 00:26:16 | |
赛场经验。。。 | |
朱指导: 00:26:22 | |
例如,题目一定要大家都看过 | |
朱指导: 00:26:29 | |
实在不行也至少要有2个人看过。。 | |
朱指导: 00:26:39 | |
不是大瓜题,上去做之前先跟队友讨论一下 | |
朱指导: 00:26:54 | |
开张表记录一下哪个题有谁看过 | |
朱指导: 00:26:57 | |
题意大致是什么 | |
朱指导: 00:27:00 | |
谁在负责 | |
wuyiqi: 00:27:01 | |
一般都是两个人看过。 | |
御坂#???: 00:27:05 | |
日。。。团长。。。不都你查的么? | |
朱指导: 00:27:12 | |
妈蛋这些我在自己学校都没说完整过 = = |
为什么不是水群精华
赞~(≧▽≦)/~
Sign up for free
to join this conversation on GitHub.
Already have an account?
Sign in to comment
好棒