柠檬

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如果你已经开始使用jmeter工具，进行接口测试了，也许你曾经或者正在被一个问题困扰，哪就是你录制脚本或接口请求返回中包含中文时，一不小心就中文乱码了。 中文乱码，不是我们想要的，但是却经常性的困扰着大家。那么如何解决这个牛皮癣呢？ 也许，在你没有看到这篇文章之前，你已经百度了很多，尝试了很多很多方法，但是，你可能都已经沮丧了，因为你百度的结果都是告诉你如何设置‘UTF-8’，你按照他们说的做了，甚至还写了一大堆你不知所云的代码，但是很可惜，可能你的付出与你的回报不一致，问题依旧，是不是？ 那我今天，我就给大家讲一个万能的方法，不用写代码，而且非常非常简单，是不是很想马上尝试一下呢？ 想了解更多的jmeter使用技巧，想获得一些百度很多次，却依然无法解决你问题的办法，欢迎关注柠檬班微信公众号，里面有非常多最新最全的测试技巧哦 注意：我讲的windows系统，linux、mac请同理设置，但不能照搬 哈哈，来吧，开干...... 大家应该用的比较多的都是windows电脑吧，那你知道你的windows电脑字符集编码吗？不知道，那就快来看看吧 打开dos窗口，输入 chcp 回车 此时，你看到了什么？ 是不是，看到的都是类似这样的。‘代码页’是什么鬼？‘936’又是什么鬼？代码页是字符集编码的别名，那字符集编辑又是什么呢？它的概念很生涩，举个例吧

posted on 2019-08-27 17:42:41 #22606. 我继续吃柠檬 ————二维偏序 题目描述 柠檬树上有 n 颗柠檬，编号从 1 到 n，每一颗柠檬都具有美感 \(a_i\) 和酸度 \(b_i\) 两个属性。 现在我想从树上摘柠檬吃，设每颗柠檬能带给我的快乐值为 \(e_i\) ， \(e_i\) 等于除了柠檬 i 自身以外，美感和酸度均不大于柠檬 i 的柠檬数量，即： \(e_i=\sum_j1\) ，其中 \(1\leq j \leq n\) 且 \(i \neq j\) 且 \(a_j \leq a_i\) 且 \(b_j \leq b_i\) 。 请求出每颗柠檬能带给我的快乐值。 输入格式 从标准输入读入数据。 输入第一行是一个整数 n（ \(1 \leq n \leq 200000\) ），代表柠檬数量。 第二行是 n 个整数 \(a_i\) （ \(1 \leq a_i \leq 10^9\) ），代表每个柠檬的美感。 第三行是 n 个整数 \(b_i\) （ \(1 \leq b_i \leq 10^9\) ），代表每个柠檬的酸度。 输出格式 输出到标准输出。 输出 n 行，第 i 行为第 i 颗柠檬能带给我的快乐值。 样例1输入 12 9 10 6 1 3 11 2 7 8 4 12 5 12 4 1 3 6 11 7 2 5 10 8 9

推( chao )式子： 令$f_i$表示以i结尾时取得的最大值,$c_i$表示$a_i$这个数在第i个位置是第$c_i$次出现，则有： $$f_i=f_{j-1}+(c_i-c_j+1)^2*a_i$$ 不妨设j>k时从j转移比从i转移更优 则有： $$f_{j-1}+(c_i-c_j+1)^2·a_i>f_{k-1}+(c_i-c_k+1)^2·a_i$$ 其中$a_i$是常数，我们考虑最后再乘回去，所以先不管它 然后化简有： $$(f_{j-1}+(c_j-1)^2)-(f_{k-1}+(c_k-1)^2)>2c_i(c_j-c_k)$$ 不妨再设$dp_i=f_{i-1}+(c_i-1)^2$ 则有： $$dp_j-dp_k>2c_i(c_j-c_k)$$ $$\frac{dp_j-dp_k}{c_j-c_k}>2c_i$$ 来源： https://www.cnblogs.com/zhenglw/p/11756651.html

[BZOJ4709] [Jsoi2011] 柠檬 用斜率优化维护转移，每次转移只转移当前点的颜色，这一定最优 注意斜率优化的查询不具有单调性，顾要用单调栈+二分维护 由于有多种颜色，我用一个 \(vector\) 来维护多个单调栈 const int N=1e5+10,P=1e9+7; int n; int a[N]; ll s[N]; #define chk(a,b) ((a<b)&&(a=b)) int cnt[N]; ll dp[N]; struct Node { ll a,b; }; vector <Node> G[N]; int main(){ n=rd(); rep(i,1,n) { int x=rd(); int &c=cnt[x]; ll w=1ll*c*c*x+dp[i-1]; while(G[x].size()>1 && (G[x][G[x].size()-1].b-G[x][G[x].size()-2].b)*(c-G[x][G[x].size()-1].a) < (w-G[x][G[x].size()-1].b)*(G[x][G[x].size()-1].a-G[x][G[x].size()-2].a) ) G[x].pop_back(); // 单调栈 G[x].push_back((Node){c,w}); c++; int l=1,r=G[x]

传送门 显然考虑 $dp$ ，发现从右往左和从左往右是一样的，所以只考虑一边就行 发现对于切的左右端点，选择的 $s0$ 一定要为左右端点的柠檬大小，不然这个端点不产生贡献还不如分开来单个贡献 所以设 $f[i]$ 表示当前把 $1$ 到 $i$ 的都切了，产生的最大贡献，设 $c[i]$ 表示位置 $i$ 及之前大小为 $s[i]$ 的柠檬个数，有转移： $f[i]=f[j-1]+s[i](c[i]-c[j]+1)^2,j \in [1,i]$，并且要满足 $s[i]=s[j]$ ，发现是个斜率优化的式子，拆开来： $f[i]=f[j-1]+s[i](c[i]^2-2c[i](c[j]-1)+(c[j]-1)^2)$，再拆，变成 $f[j-1]+s[i](c[j]-1)^2=2s[i]c[i](c[j]-1)+f[i]-s[i]c[i]^2$，因为转移都是在同一个大小之间转移，所以 $s[i]$ 可以看成常数 所以 $y=f[j-1]+s[i](c[j]-1)^2$，$k=2s[i]c[i]$，$x=c[j]-1$，$b=f[i]-s[i]c[i]^2$，对每种 $s$ 都维护一个凸包即可 显然对于同一个 $s$， $k,x$ 都单调递增，并且求 $max$ ，所以维护上凸包 插点时从右边插，更新 $f$ 时也切凸包右边， 用 $vector$ 维护凸包即可 注意先加当前点再更新