题意：一个数列，有m组询问l,r，需回答l-r是否为一个1-r-l+1的排列。 分析：n个数为1-n的一个排列需满足两个条件，1.和为(n+1)*n/2，2.所有数不相同。1预处理前缀和即可，2先需处理每个数左边与其最近的相同数的位置pre[i]，用线段树维护区间l-r各个数pre[i]的最大值mx，若mx<l则满足条件。 #include<iostream>#include<strin

题目链接：bzoj3729 题目大意： 给定一棵有根树，每个节点有一些石子，每次可以将不多于L的石子移动到父节点，询问 将某个节点的子树中的石子移动到这个节点先手是否有必胜策略。 gty很快计算出了策略。 但gty的妹子十分机智，她决定修改某个节点的石子或加入某个新节点。 gty不忍心打击妹子，所以他将这个问题交给了你。 另外由于gty十分绅士，所以他将先手让给了妹子。 有三种操作

比较显然的做法是用bit维护做到 O(nlog−−−√n) O(n\sqrt \log n)。 但是。。作为一名理论计算机科学家傻逼，我们需要 O(nn√) O(n\sqrt n)的做法，注意到如果我们把 (i,ai) (i,a_i)看成点，实际上要求 O(1) O(1)询问一个矩形内点的个数，这个显然可以用可持久化分块来搞，维护每个块内的前缀和和所有块的前缀和——但是空间复杂度是 3nn√ 3

大概看了一眼网上的题解，跟块爷一样都写的会被卡的分块。（反正块爷出的题也不会卡自己。。） 这里说一种比较科学的做法。就是用块链维护dfs序。 维护每个节点按dfs序是在哪个块的哪个位置，对每个块维护块中节点的最浅深度、它的下一个块是哪个块，块中节点按dfs序排序的序列，按权值排序的序列。 一开始的时候每B个分一块，最后一块节点数 ≤B \le B。查询的时候在两边的块暴力，在中间的块里二分，

1. 场景 要在贴有K7系列FPGA芯片的板子和贴有KU系列FPGA芯片的板子之间通过光模块+光纤+QSFP+实现40G的高速通信。可以选择的方式有多种，但本质的方案就一种，即实现4路GTX与GTY之间的通信。可以选择8B/10B编码通过GT IP核实现，而不能通过Aurora 8/10BIP，因为KU系列中没有Aurora 8B/10B IP。由于8/10B编码方式要比64/66B编码方式传输

每个Quad 包含两个基于LC的PLL，称为Quad PLL（qpl0和qpl1）。任何一个QPLL都可以由同一个四路中的串行收发器信道共享，但不能由其他四路中的信道共享。当以高于CPLL工作范围的线路速率操作信道时，需要使用QPLL0/1。gtye3/4_common原语封装了gty qpll0/1，并且在使用qpll时必须实例化。 当信道运行速度超过16.375 GB/s时,QPLL0必须使

Description 我曾在弦歌之中听过你，檀板声碎，半出折子戏。舞榭歌台被风吹去，岁月深处尚有余音一缕……Gty神(xian)犇(chong)从来不缺妹子……他来到了一棵妹子树下，发现每个妹子有一个美丽度……由于Gty很哲♂学，他只对美丽度大于某个值的妹子感兴趣。他想知道某个子树中美丽度大于k的妹子个数。某个妹子的美丽度可能发生变化……树上可能会出现一只新的妹子……维护一棵初始有n个节点的

伪ETT？ 貌似就是Splay维护dfn = = 我们首先观察这个博弈 这个博弈直接%(l+1)应该还是很显然的 因为先手怎么操作后手一定能保证操作总数取到(l+1) 于是就变成阶梯Nim了 因为对于先手从深度奇数点挪到深度偶数点后手接着可以把它挪回深度偶数点 所以就是典型的阶梯Nim 我们可以发现 只需要维护子树到一个点深度差为奇数的点的异或和就可以了 这个操作显然可以对整棵树按深度黑白染色

自闭了很久，代码看了一遍又一遍，终于把过程想清楚了 其实还是太着急了，过程都没有想完整 分块做 $g[i][j] 表示 第j块对第i块的逆序对个数，i <= j$ 第一位暴力，第二位树状数组维护 $smaller[i][j] 表示前i块中j的个数，第二维树状数组维护$ $这样我们就可以以log的时间求出前i块中 任意区间范围的数的个数$   $考虑把查询分成A, B, C 三块 A和C和两侧

【题目描述】 Autumn和Bakser又在研究Gty的妹子序列了！但他们遇到了一个难题。   对于一段妹子们，他们想让你帮忙求出这之内美丽度∈[a,b]的妹子的美丽度的种类数。   为了方便，我们规定妹子们的美丽度全都在[1,n]中。   给定一个长度为n(1≤n≤100000)的正整数序列s(1≤si≤n)，对于m(1≤m≤1000000)次询问“l,r,a,b”，每次输出sl...sr中，