中南大学自动选课工具 V1.3
作者：@DavidHuang
该项目需要 Python3，可以从 Python 官网 下载并安装
点击右上角的 Clone or download 下载该项目至本地
对于 git 命令行：1
git clone https://github.com/CrazyDaveHDY/CSUAutoSelect.git
在命令行中运行：1
pip3 install requests
进入项目根目录，命令行中运行1
python3 autoselect.py
按照提示输入学号，教务系统密码，课程 ID 后即可开始自动选课
课程 ID 查找方法：在 中南大学教务系统课表查询页面 中点击「按教师」按钮，输入学年学期、教师名称后点击「查询」，格子中央的 6 位数字编号即为课程 ID。
CSUAutoSelect GPL-3.0 License
上海站这次队伍好多啊，踩线拿到了 AG，以下是一些总结：
比赛链接：https://vjudge.net/contest/404866
首先可以发现最后一个上色的块一定在四个角上。接着考虑倒着推，根据题目的要求发现每次必须把一行或者一列上的色块全部上满色。把操作顺序反过来后，如果给某一行上色时留下一部分不上色，那么后续将这一部分补上颜色时一定会与题意矛盾。
考虑从四个角的任意一个开始，有 $n-1$ 行 $m-1$ 列需要上色，每次上色可以在行和列中选一个上色，因此有 $4 \cdot {n+m-2 \choose n-1}$ 种方案
行数或列数为 $1$ 的情况需要特判。
不难发现，如果说真话的人数超过一半，则一定可以找到公主的位置，否则有可能无法确定公主的位置。
要特判只有一间房子的情况，比赛时忘了特判卡了很久。
考虑记忆化搜索，搜索的情况数的上限是 $50$ 以内的无序拆分数之和。
当目前的能量值大于 $50$ 时可以直接剪枝，然后还是 TLE。考虑能量为 $0$ 的星球可以任意时候到达且不影响当前能量，搜索时也可以剪枝。
比赛时发现这题可以转化为求二分图的最大权完美匹配，遂复制粘贴一波费用流板子，然后 TLE。然后想到了没有学过的 KM 算法，在网上找了几个 KM 板子复制粘贴一波，然后还是 TLE。打算以后真正学 KM 算法的时候再把这题补完。
比赛链接：http://acm.hdu.edu.cn/contests/contest_show.php?cid=909
令 $f(n)$ 为小于等于 $n$ 的质数个数，答案其实就是
然后用 min_25 求 $f(n)$ 即可
设只有一根长度为 $l_i$ 的巧克力局面的 SG 值为 $SG(l_i)$
那么当前局面 SG 值就为 $\bigoplus_{i=1}^{n} SG(l_i)$
令 $pri$ 为任意不为 $2$ 的质数，那么 $SG(x\cdot pri)=SG(pri)+1$。当 $x$ 为奇数时，类似的有 $SG(x\cdot 2)=SG(x)+1$；当 $x$ 为偶数时，考虑 $x$ 获得 $SG(x)$ 级胜态的策略，$1$ 级胜态的局面为奇数根长度为 $2$ 的巧克力，如果 $SG(x*2)$ 采取相同的策略，最后的局面则为奇数根长度为 $4$ 的巧克力，此时 SG 值仍然为 $1$。因此 $x\cdot 2$ 不存在获得 $SG(x)+1$ 级胜态的策略，即此时 $SG(x\cdot 2)=SG(x)$。
考虑每个区间的临界点，将其分别放入左右区间的路径上去模拟，如果到达 $n$ 点的数值不同，则函数不连续。
模拟其实用 DFS 和 BFS 均可，下面代码是我用 BFS 的写法。
对分治 FFT 的理解还不够到位，比赛时没有想出来。
先考虑 $ai$ 对 $w{i-j}$ 的贡献。感性理解一下， $f{1}$ 经过了 $j$ 次求导和 $n-j$ 次平移后，$a_i$ 的贡献才能加在 $w{i-j}$ 上。因此我们令 $dj$ 为 $\prod{i=2}^{n}(bix+c_i)$ 的第 $j$ 项系数，那么 $a_i$ 对 $w{i-j}$ 的贡献就为 $a_i\cdot d_j\cdot i!/(i-j)!$ 。
令 $ai\cdot i!$ 的母函数为 $f(x)$，$d{n-i}$ 的母函数为 $g(x)$，那么 $f(x)\cdot g(x)$ 就是 $w_{i+n}\cdot i!$ 的母函数。
3 月 23 日 AtCoder Grand Contest 032 比赛链接：https://atcoder.jp/contests/agc032
思路： 当 $n$ 为偶数时，可以把点 $(i,n-i+1)$ 配对，然后每个点向与它一对之外的所有点连边；当 $n$ 为奇数时，把点 $(i,n-i)$ 配对，同样每一点向与它一对之外的所有点连边（包括 $n$ ）。
思路：
因为是连通图，你可以把三个环拼成一条欧拉回路，因此如果这张图含有奇度数的点，则一定不存在构造方案。如果有一个点的度数大于等于 $6$，代表着这条欧拉回路经过了这个点至少 $3$ 次，而每一次都可以形成一个环，所以这样是一定存在构造方案的。
经过上面讨论后，剩下的图只有度数为 $4$ 和度数为 $2$ 的点。如果一张图度数为 $4$ 的点大于等于 $3$ 个，那么所有构成环的情况分为下面两种: 存在一条路径从一个度数为 $4$ 的点出发，不经过其他度数为 $4$ 的点并且回到出发点；一条路径经过两个度数为 $4$ 的点一次，并形成了环。可以发现这样的图至少存在 $3$ 个环。
剩下的情况中如果度数为 $4$ 的点少于两个，那么显然是不存在构造方案的。如果度数为 $4$ 的点恰有两个，就只有下图两种情况，只有这张图的最小割为 $2$ 时才存在构造方案。所以可以用一个 BFS，模拟一下最大流的过程判断这张图的割。
思路：
首先转换一下题意，题目中的一次操作可以看成：从序列中取出一个元素，将它插入前面或后面的一个位置，分别花费 $A$ 或 $B$ 的代价。不难发现每一个元素最多会被操作一次，且有些元素不会被操作。我们就可以从这入手设计 DP 状态。设 $f_{i,j}$ 表示处理完前 $i$ 个数且最后一不会被操作的数为 $j$ 所花费的最小代价，然后根据题意简单地转移一下就好。
思路：
假设 $lim$ 已知，考虑对于数 $x$，我们要找到一个 $y$ 与它配对，使得 $x+y$ 在模 $m$ 意义下不超过 $lim$。 如果 $x+y < m$，那么 $y$ 最大可以取 $lim-x-1$ ;如果 $x+y > m$，那么 $y$ 最大可以取 $lim+m-x$。我们让 $y$ 在对应的取值范围内选尽量大的数一定不会更劣，所以假如对于一个 $x$，我们决定了与它配对的 $y$ 与 $m-x$ 的关系，那么 $y$ 的值我们也可以确定。
考虑这样一个结论：将所有数排好序后，设最大值为 $x{max}$，如果一个数 $x$ 大于 $m-x{max}$，那么与它配对的 $y$ 就一定比 $m-x$ 大; 否则一定比 $m-x$ 小。这样以来我们就可以二分出一个位置 $pos$，在 $pos$ 左边的数两两配对小于 $m$，在 $pos$ 右边的数两两配对不小于 $m$。确定出 $pos$ 后，答案就可以跟着确定下来。
对于结论的正确性，我们可以对所有情况进行讨论。设蓝色的线为小于 $m$ 的匹配，红色的线为不小于 $m$ 的匹配，根据下图可以发现该结论对于所有情况均成立：
