中国联通

1. 当用一个软件(比如Windows记事本或Notepad++)打开一个文本文件时，它要做的第一件事是确定这个文本文件究竟是使用哪种编码方式保存的，以便于该软件对其正确解码，否则将显示为乱码。 一般软件确定文本文件编码方式的方法有如下三种： 检测文件头标识； 提示用户手动选择； 根据一定的规则自行推断。 2. 文件头标识一般指的是字节顺序标记BOM(Byte Order Mark)，位于文件的最开始。当打开一个文本文件时，就BOM而言，有如下几种情形： BOM为：EF BB BF ——表示编码方式为UTF-8； BOM为：FF FE ——表示编码方式为UTF-16LE(小端序)； BOM为：FE FF ——表示编码方式为UTF-16BE(大端序)； BOM为：FF FE 00 00 ——表示编码方式为UTF-32LE(小端序)； BOM为：00 00 FE FF ——表示编码方式为UTF-32BE(大端序)； 没有BOM ——要么显式地提示用户手动选择一种编码方式，要么隐式地由软件按规则自行推断出编码方式。 3. 接下来，是见证诡异怪事的时刻。 当你在简体中文版的Windows记事本里新建一个文件，输入“联通”两个汉字之后，保存为一个txt文件。然后关闭，再次打开该txt文件后，你会发现刚才输入并保存的“联通”两个汉字竟然莫名其妙地消失了，取而代之的是几个乱码。如下图所示。

割边/桥 定义：删去该边后，原图分裂成大于1个联通块 求解：对于边 \(x \rightarrow y\) ，若 \(low[y] > dfn[x]\) ，则 \(x \rightarrow y\) 是桥 易错： \(dfs\) 时，带参数 \(faId\) ，表示进入 \(x\) 的边。访问 \(x\) 到达的点时，略过 \(faId\) 边双连通分量 定义：没有割边的极大子图 求解：去除所有割边 充要条件/性质： 各边都至少存在于1个简单环中 。（若某边仅在简单路径上，则有割边） 割点 定义：删去该点以及与该点相连的边之后，原图分裂成大于1个联通块 求解： 对于非根节点 \(x\) ，若存在 \(x \rightarrow y\) ，使得 \(low[y] \geq dfn[x]\) ，则 \(x\) 是割点 对于根节点 \(rt\) ，若 \(rt\) 的儿子数大于1，则 \(x\) 是割点 区别：正常的不访问 \(fa\) 的 \(dfs\) 点双联通分量 定义：没有割点的极大子图 求解： \(dfs\) 中维护1个栈。若 \(x \rightarrow y\) 时发现 \(x\) 为割点，将栈中元素出队至 \(y\) 。这些元素与 \(x\) 共同构成点双联通分量 区别：一个割点可能属于多个点双联通分量 充要条件/性质： 任意两点都至少包含在1个简单环中 。

折磨了我大半年，最近实在忍不了方正的专线了，刚好联通又新推出了云快线，各方面都挺合适，果断换掉方正。从申请到安装完毕，一天之内全搞定。 速度、稳定方面测试都很满意，但是在外网根据固定IP访问不到内部服务器，检查发现方正和联通的固定IP分配方式不同，方正的是写在本地路由器或服务器的静态固定IP，联通的是随登陆账号分配的固定IP，而PPPOE登陆使用的是联通安装时配的光猫TEWA-800E。也就是联通固定IP指的是用于登陆的光猫，而我用来做端口转发的路由器现在是处于光猫下级，使用的是光猫的DHCP分配IP。所以按照固定IP只能找到光猫，而光猫又不知道该怎么处理，最后就找不到了。 想了下，大概三种解决方法： 关闭路由器DHCP，把路由器当交换机，由光猫负责DHCP及端口管理 光猫配置路由器的DMZ 光猫改桥接模式，做一只单纯的猫 我路由器比TEWA-800E强多了，没道理不用路由器而去用光猫来做管理，第一条pass。一直对各种转发、代理、中间层没什么好感，能少一层处理就少一层，第二条备选。那首选就是改桥接了。 进入TEWA-800E的管理页面，发现只能使用默认用户user登陆，而user没有修改路由模式的权限，现在的问题就是想办法登陆超级用户了，查到超级用户账号密码为CUAdmin/CUAdmin。以前似乎可以使用cu.html来登陆，但我试了下，现在（2018年6月底）应该是已经封掉了

本文来自神通数据库官网http://www.shentongdata.com/index.php?bid=56 系统概述 中国联通全国集中综合结算系统是中国联通首例全国集中建设项目，也是国产数据库在电信行业核心系统应用的首次成功实践。作为中国联通核心业务支撑系统之一，承载了与国际、国内运营商之间、与合作伙伴之间的外部结算，同时承载了各省分公司、地市公司之间的内部摊分和考核职能，实现了每月数百亿结算话单的集中统一处理，提升了收入保障能力，为集中数据分析提供了数据基础，引领了集团今后BSS系统建设的技术方向。 案例架构 应用情况 ■ 系统总共部署了84台刀片服务器，由2套神通xCluster、36套神通数据库和4套神通KSTORE组成的分布式集群数据库构成，共管理8个月网间结算和网内摊分数据和18个月ISP和CP厂商结算数据，总数据量近360TB，提供统一的查询、更新、删除、统计等数据服务，系统最大强并发数达1500。 ■ 采用海量数据高压缩存储、分布式数据库集群、全生命周期管理等关键技术，实现了存储层的统一管理、统一访问、统一查询，有效地提高了对各种资源的利用率。 ■ 采用神通数据库集群、负载均衡和并行查询功能，数据入库效率提高40% ，数据查询效率提高15% ■ 历史话单数据压缩比达到13:1，降低了硬件采购成本,系统具备动态可扩展能力，能够满足用户业务年均增长20%的需求

定义：删去该边后，原图分裂成大于1个联通块 求解：对于边 \(x \rightarrow y\) ，若 \(low[y] > dfn[x]\) ，则 \(x \rightarrow y\) 是桥 易错： \(dfs\) 时，带参数 \(faId\) ，表示进入 \(x\) 的边。访问 \(x\) 到达的点时，略过 \(faId\) 定义：没有割边的极大子图 求解：去除所有割边 充要条件/性质： 各边都至少存在于1个简单环中 。（若某边仅在简单路径上，则有割边） 定义：删去该点以及与该点相连的边之后，原图分裂成大于1个联通块 求解： 对于非根节点 \(x\) ，若存在 \(x \rightarrow y\) ，使得 \(low[y] \geq dfn[x]\) ，则 \(x\) 是割点 对于根节点 \(rt\) ，若 \(rt\) 的儿子数大于1，则 \(x\) 是割点 区别：正常的不访问 \(fa\) 的 \(dfs\) 定义：没有割点的极大子图 求解： \(dfs\) 中维护1个栈。若 \(x \rightarrow y\) 时发现 \(x\) 为割点，将栈中元素出队至 \(y\) 。这些元素与 \(x\) 共同构成点双联通分量 区别：一个割点可能属于多个点双联通分量 充要条件/性质： 任意两点都至少包含在1个简单环中 。（假设两点间只有简单路径，则有割点） 通过 缩点 等处理

做 这题 的时候发现题解里有提到$generalizations of Cayley's formula$的，当场懵逼， Wikipedia 里也就带到了一下，没有解释怎么来的，然后下面贴了篇 论文 。 大概就是$n$个点$k$个联通块的森林，$1,2,\cdots,k$属于不同的联通块，这样不同的方案数共有$k\cdot n^{n-k-1}$种。 我自己用$Prüfer$序列脑补了半天没搞懂怎么来的，始终觉得感性理解是$n^{n-k}$，然后就去看了下那个证明。 用$F(n,k)$表示那个方案数（$n,k$与前面意义相同），我们要证明 $$F(n,k)=k\cdot n^{n-k-1} ;;;;;;(1)$$ 证明基于下面这个公式，若$n>1$且$1 \leq k \leq n$则 $$F(n,k)=\sum_{j=0}^{n-k} {n-k \choose j} F(n-1,k+j-1) ;;;;;;(2)$$ 其中$F(1,1)=1,F(n,0)=0(n \geq 1)$ 要证明上面的递推式，考虑一个$n$个点$k$个联通块，$1,2,\cdots,k$属于不同的联通块的森林，在这个森林中，一号节点可能和${k+1,k+2,\cdots,n}$的任何子集相连，假设连了$j$个点，那么方案数就是$n-k \choose j$，然后删掉一号点，此时有$n-1$个点，$k+j-1

csp-s模拟测试85 　　$T1$全场秒切没有什么区分度，$T2$全场成功转化题意但是我并不会打，$T3$暴力都没打很遗憾。 　　很失败。 A. 表达式密码 　　没什么好说的，打就完事。 B. 电压机制 　　问题是求出在所有奇环而不在偶环上的边的数量。 　　可以树上差分，就能得到每一条树边被多少奇环和偶环覆盖。 　　最后统计被所有奇环覆盖而不被偶环覆盖的边的数量。 　　说几个坑点。 　　　　因为有重边所以记录$father$应该记录边而不是点。 　　　　数据锅了图不联通。 C. 括号密码 　　 还没码完。 大概是一些贪心和神奇的字符转化操作。 只要是联通图，就无所谓等概率下走错一条路。 世事一场大梦，人生几度秋凉。 来源： https://www.cnblogs.com/bilibiliSmily/p/11743955.html

Tom 首先，早香肠和晚香肠一定把树分成两个联通块，并且 a a a 与 − b -b − b 联通 于是可以枚举 ( a , − b ) (a,-b) ( a , − b ) 的边，看一下 s i z e size s i z e 的大小是不是 a a a 或 b b b 然后对于两边 d f s dfs d f s 一遍，需要让每一个点比它的儿子小，按 d f s dfs d f s 序编号即可 #include < bits / stdc ++ . h > #define cs const using namespace std ; cs int N = 2e5 + 5 ; int read ( ) { int cnt = 0 , f = 1 ; char ch = 0 ; while ( ! isdigit ( ch ) ) { ch = getchar ( ) ; if ( ch == '-' ) f = - 1 ; } while ( isdigit ( ch ) ) cnt = cnt * 10 + ( ch - '0' ) , ch = getchar ( ) ; return cnt * f ; } int n , a , b ; int first [ N ] , nxt [ N ] , to [ N ] , tot ; void add ( int x ,

比赛链接： AGC003 E. Sequential operations on Sequence 题意 给定长为 n 的一个序列， 第 i 个数为 i， 有 Q 次操作，每次给定一个 q[i]， 表示将原序列无限延长（第 i 个数为 a[(i - 1) % n + 1]）后， 截取前 q[i] 个数作为新序列。输出最终序列中每个数的出现次数。 n, q <= 100000, q[i] <= 1e18 题解 考虑两次操作 i, j， 如果 i < j 且 q[i] >= q[j], 那么操作 i 是没有意义的。从而我们可以得到一个升序的 q[i] 数组。 记 Solve(x) 为考虑最终序列的前 i 个数的答案数组， 我们要求的就是 Solve(q[m]) 如果 x <= q[1], Solve(x) 可以直接求； 否则，找到一个最大的 i 满足 q[i] <= x, 就有 Solve(x) = x / q[i] * Solve(q[i]) + Solve(x % q[i]) x % q[i] < x / 2， 从而一段区间只会被这样切开 O(logx) 次 直到所有区间都被切得长度小于 q[1] 就可以打标记 O(n) 出解了。 代码 F. Fraction of Fractal 题意 给定一个 n * m 的方格图，有若干点被染成黑色。黑色的点保证联通。递归定义一组图形： 第

A. 位运算 简单分情况讨论，按位数讨论即可。 B. 集合论 使用数组解决问题。 并操作：判断这个元素是否在数组内，没有就加入。$O(1)$ 交操作：使用时间戳。如果之前有这个元素，将这个元素的时间更新。最后时间不对的相当于没有了。$O(1)$ +1：用一个变量记录。$O(1)$ -1：同理。$O(1)$ bitset大法吼 C. 连连看 转化题意，求在同一个联通块颜色相同的点对。 考虑颜色相同的点对可能会同处在几个联通块内部，所以考虑容斥，奇加偶减。 用hash_map存联通块状态时的点的个数。 最后还要加上没有任何联通块相连的相邻的相同颜色的点对数。 考试时没做出来的原因是：没有成功的转化题意，没有把颜色相同的点一起讨论，没有深入思考，只想打部分分。 来源： https://www.cnblogs.com/hzoi2018-xuefeng/p/11695225.html