VP的。

这场 C 是真的恶心，还好一发过了要不然罚时就更起飞了。

D2

考虑枚举 \([l,r]\)，判断能否使得所有 \(\lfloor\frac{a_i}{p_i}\rfloor\) 都在 \([l, r]\) 范围内。

对于每个 \(a_i,\lfloor\frac{a_i}{p_i}\rfloor\) 只有 \(\sqrt{n}\) 种值，所以这个判断可以用一个桶实现。

注意每个 \(r\) 能取得的最大 \(l\) 随着 \(r\) 的增加单调不降。可以 two-pointers。

然而空限 64MB。卡不过去，怎么办？

其实方法很简单，不要把每个 \(a_i\) 的所有 \(\lfloor\frac{a_i}{p_i}\) 一下子全部扔进一个序列里。假设从大到小枚举 \(r\)，当目前的 \(\lfloor\frac{a_i}{p_i}\rfloor>r\) 时，再把下一个更小的 \(\lfloor\frac{a_i}{p_i}\rfloor>r\) 纳入考虑范畴。

vp 的时候没写 D1，直接写的 D2，由于 vector 内存释放问题改成了前向星，改了半天，赛后 30s AC，蚌。

然后经高手指点才知道 vec = vector<int>() 就可以释放内存，更蚌埠了。

无知的后果。

E

赛后补的。

我的思路是这样的：依次加入每条边，并查集启发式合并。每个集合的根节点存下当前集合内点构成的所有区间。合并时二分，如果 \([l,k]\) 与 \([k+1,r]\) 合并到了一起那么 \([l,r]\) 内的区间的答案就不超过当前边的编号。这个可以线段树维护二维数点（min 不能树状数组），或者更优美的，注意到每次产生的 \([l,r]\) 必然不相交或者完全包含，把它建成一个树形结构，对于每次询问 \(x,y\)，求 \(x\) 与 \(y\) 的 lca 就是答案。复杂度 \(O(n\log^2 n)\)。

官方题解说，\([l,r]\) 连通等价于对于 \(l\le i<r\)，\(i\) 与 \(i+1\) 连通，所以我们记 \(f(i)\) 表示最少加入第几条边时 \(i,i+1\) 连通，查询等价于一个 rmq。然后这个 \(f(i)\) 非常好求，可以并查集启发式合并，还可以将第 \(i\) 条边权值设为 \(i\) 跑最小生成树，\(i\) 到 \(i+1\) 路径上的最大边权就是 max。复杂度 \(O(n\log n)\)。

这个生成树的奇妙结论怎么证呢，如果要从生成树的角度来证明很难证，但是如果从 kruskal 的过程考虑你会发现这不就是并查集合并的过程吗。。。

对比一下简洁程度，代码长度和复杂度，高下立判，技不如人，赛时写不完也只能甘拜下风。更何况我因为 vector 内存释放卡在了D2

这个 \([l,r]\) 连通转为 \(i\) 与 \(i+1\) 连通是个没见过的 trick，学到了。其实这个 trick 也不局限于连通。

标签：lfloor,连通,frac,Codeforces,rfloor,809,vector,Div,D2
来源： https://www.cnblogs.com/stinger/p/16574042.html