]]>关于 KDE Plasma XWayland 模式下可能遇到的问题ST Link v2 刷 GNUK 记录http://blog.tibrella.space/post/st-link-2-gnuk/2023-11-08T08:44:43.000Z2023-11-08T09:19:40.516Z前言
]]>在学习 Tauri 时一直新建不了窗口...结果新建不了的原因是配置问题。如何在使用 Linux 环境的比赛现场配置一个好用的 Visual Studio Code？http://blog.tibrella.space/post/noi-vscode/2023-09-13T14:21:23.000Z2023-10-10T02:18:13.376Z
dirname + 文件路径可以提取出这个文件路径的文件夹位置。然后 bash有个特性就是输入文件夹名称相当于 cd +这个文件夹名称。作用是进入 C++ 源文件目录。
${file} 是文件名变量，&& 是关系运算符。
args 和 label是任务的名称，随便取一个就行。这里采用了默认的 "My Task"。
command 部分为了兼容 Windows 而加上了 .exe扩展名，对 Linux 没有影响。
problemMatcher 行可以去掉，这行是 VSCode默认配置带上的。
F4可以改成任意其他键，具体看视频，添加键绑定时按照要求按下想要设置的快捷键组合即可。
非常短，大部分有自动补全。
]]>Linux 里没有 Dev C++？Sublime 配置的自定义性差？Visual Studio Code 不会配置？本文解决你的以上所有痛点，为你带来一个干净快捷的程序设计竞赛编辑环境！手把手带你实现跳表http://blog.tibrella.space/post/skip-list/2023-08-21T12:28:31.000Z2023-11-08T08:45:45.830Z引入
T findrk(i32 k){ assert(k <= length && k); // k 不满足要求就异常 Node* cur = head; for (i32 lev = level - 1; lev > -1 ; --lev) while (cur->nxt[lev] && k - cur->nxt[lev].span > 0) { k -= cur->nxt[lev].span; cur = cur->nxt[lev]; // 存在满足要求的点就跳 } return cur->nxt[0]->key; }
for (i32 i = lev; i < level; ++i) ++update[i]->nxt[i].span;
++length; }
voiderase(const i64& key){ Node* cur = head; Node::ptr update[MAX_LEVEL]; for (i32 l = level - 1; l > -1; --l) { while (cur->nxt[l] && cur->nxt[l]->key < key) cur = cur->nxt[l]; update[l] = cur; }
cur = cur->nxt[0];
for (i32 i = 0; i < level; ++i) if (update[i]->nxt[i] == cur) update[i]->nxt[i].span += cur->nxt[i].span - 1, update[i]->nxt[i].pointer = cur->nxt[i].pointer; else --update[i]->nxt[i].span;
while (level > 1 && !head->nxt[level - 1]) --level;
del_node(cur); --length; }
i32 get_rk(const i64& key){ Node* cur = head; i32 res = 0; for (i32 l = level - 1; l > -1; --l) { while (cur->nxt[l] && cur->nxt[l]->key < key) { res += cur->nxt[l].span; cur = cur->nxt[l]; } } return res + 1; }
i64 find_by_rk(i32 k){ Node* cur = head; for (i32 l = level - 1; l > -1; --l) { while (cur->nxt[l] && k - cur->nxt[l].span > 0) { k -= cur->nxt[l].span; cur = cur->nxt[l]; } } return cur->nxt[0]->key; }
Node* prev(const i64& key){ Node* cur = head; for (i32 l = level - 1; l > -1; --l) { while (cur->nxt[l] && cur->nxt[l]->key < key) cur = cur->nxt[l]; } return cur; }
Node* next(const i64& key){ Node* cur = head; for (i32 l = level - 1; l > -1; --l) { while (cur->nxt[l] && cur->nxt[l]->key <= key) cur = cur->nxt[l]; } return cur->nxt[0]; }
为了说明 NPC问题，我们先引入一个概念——约化（Reducibility，有的资料上叫“归约”）。 简单地说，一个问题 A 可以约化为问题 B 的含义即是，可以用问题 B的解法解决问题 A，或者说，问题 A 可以“变成”问题B。《算法导论》上举了这么一个例子。比如说，现在有两个问题：求解一个一元一次方程和求解一个一元二次方程。那么我们说，前者可以约化为后者，意即知道如何解一个一元二次方程那么一定能解出一元一次方程。我们可以写出两个程序分别对应两个问题，那么我们能找到一个“规则”，按照这个规则把解一元一次方程程序的输入数据变一下，用在解一元二次方程的程序上，两个程序总能得到一样的结果。这个规则即是：两个方程的对应项系数不变，一元二次方程的二次项系数为\(0\)。按照这个规则把前一个问题转换成后一个问题，两个问题就等价了。同样地，我们可以说，Hamilton回路可以约化为 TSP 问题（Travelling Salesman Problem，旅行商问题）：在Hamilton 回路问题中，两点相连即这两点距离为 \(0\)，两点不直接相连则令其距离为 \(1\)，于是问题转化为在 TSP问题中，是否存在一条长为 \(0\)的路径。Hamilton 回路存在当且仅当 TSP 问题中存在长为 \(0\) 的回路。 “问题 A 可约化为问题 B”有一个重要的直观意义：B 的时间复杂度高于或者等于A 的时间复杂度。也就是说，问题 A 不比问题 B 难。这很容易理解。既然问题 A能用问题 B 来解决，倘若 B 的时间复杂度比 A 的时间复杂度还低了，那 A的算法就可以改进为 B的算法，两者的时间复杂度还是相同。正如解一元二次方程比解一元一次方程难，因为解决前者的方法可以用来解决后者。 很显然，约化具有一项重要的性质：约化具有传递性。如果问题 A 可约化为问题B，问题 B 可约化为问题 C，则问题 A 一定可约化为问题C。这个道理非常简单，就不必阐述了。现在再来说一下约化的标准概念就不难理解了：如果能找到这样一个变化法则，对任意一个程序A 的输入，都能按这个法则变换成程序 B的输入，使两程序的输出相同，那么我们说，问题 A 可约化为问题 B。 当然，我们所说的“可约化”是指的可“多项式地”约化（Polynomial-timeReducible），即变换输入的方法是能在多项式的时间里完成的。约化的过程只有用多项式的时间完成才有意义。
namespace tkgs { using i32 = int; using i64 = longlong; const i64 mod = 1e9 + 7;
#define N 1005 #define NUM 2005 namespace mat { i64 x, y, tmp; voidexgcd(const i64& a, const i64& b){ if (!b) { x = 1, y = 0; } else { exgcd(b, a % b); tmp = x; x = y; y = tmp - a / b * y; } }
voidinit(){ const i32 n = 2000; fact[0] = ifact[0] = 1; for (i32 i = 1; i <= n; ++i) fact[i] = fact[i - 1] * i % mod; ifact[n] = inv(fact[n], mod); for (i32 i = n - 1; i; --i) ifact[i] = ifact[i + 1] * (i + 1) % mod; }
i64 getC(i32 a, i32 b){ if (a < b) return0; else return fact[a] * ifact[b] % mod * ifact[a - b] % mod; } } // namespace mat 实现了初始化阶乘与阶乘逆元，求组合数
i32 s[N], n, m;
i64 g(i64 i){ i64 res = 1; for (i32 j = 1; j <= m; ++j) res = res * mat::getC(s[j] + n - i - 1, n - i - 1) % mod; res = res * mat::getC(n, i) % mod; return res; }
voidmain(){ cin >> n >> m; for (i32 i = 1; i <= m; ++i) cin >> s[i]; mat::init(); i64 ans = 0; for (i32 j = 0; j < n; ++j) (ans += g(j) * ((j & 1) ? -1 : 1)) %= mod; cout << (ans % mod + mod) % mod; } } // namespace tkgs
另外提醒一句，UMAF基于一个漏洞，这个漏洞貌似联想在去年三月份就修复了，所以不一定能正常启动。蛤蛤，但是傻逼荣耀已经三年没更新过任何驱动了，所以我怕个吊，直接开干。 同时，这玩意不开源，恶意代码存在可能性待议，但是利用漏洞 Hack主板设置肯定有变砖的风险存在。因此 USE AT YOUR OWNRISK。有条件的建议备份一下BIOS（有刷写工具的情况下），或者直接买六七个 BIOS芯片，坏了直接换上。
Node* merges(Node* x){ if (x == null || x->nex == null) return x; // x 为空或者 x 没有下一个兄弟节点 Node* y = x->nex; // y 是 x 的下一个兄弟 Node* c = y->nex; // c 是再下一个兄弟 x->nex = y->nex = null; // 拆散 returnmeld(merges(c), meld(x, y)); // x 与 y 配对在一起，剩下的继续配对 }
然后弹出堆顶的操作就很好写了。
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voidpop(){ Node* t = merges(root->child); remove(root); root = t; }
Node* merges(Node* x){ if (x == null || x->nex == null) return x; // x 为空或者 x 没有下一个兄弟节点 Node* y = x->nex; // y 是 x 的下一个兄弟 Node* c = y->nex; // c 是下一个兄弟 x->nex = y->nex = null; // 拆散 returnmeld(merges(c), meld(x, y)); // x 与 y 配对在一起，剩下的继续配对 }
