T1序列(sequence.exe)

#一本正经的胡说八道

    m1<=s2<=m2，于是暴力枚举s2，没有意外应该会T。易发现s[k]和s[k+1]在数轴上关于m[k]对称，我们可以维护s的可行区间[l,r],以m[i]为中心不断对称翻转，超出m[i+1]的部分肯定不合法，不断模拟，答案是最终的r-l+1；
例如：

注意以下情况是无解的

#官方正版做法

  设x = s1,将所有的m自乘2；
x+s1 = m1; s2+s3 = m2; s3+s4 = m3…
s2 = m1-x; s3 = m2-m1+x; s4=m3-m2+m1-x…
所有的s都能用x来表示，又有s2>=s1，s2+s1 = m1 -> 2s2>=m1;
同理2s3>=m2,2s4>=m3,2s5>=m4…
将x带入，取并集即为x的可行解集。

T2 Oier 军训（tahort）

#一本正经的胡说八道

  1 首先考虑暴力枚举左端点，向右扩展，遇到<=左端点的就break，复杂度 $O(n^2)$,然而数据水，可以的90分，我不会告诉你枚举右端点会AC；
  2 转化为RMQ。考虑最小的点，以它为左端点的区间右端点一定是它右边最大的数（如果有多个选最近的），如果是第K大的怎么办？从它到后面第一个比它小的数中找最大数即可，我们可以按从小到大的顺序枚举左端点，查询完后打一个标记，查询时找最近的标记，这也是RMQ，查询区间最大值的位置。复杂度 $O(nlog(n))$
  3 Orz xy的 $O(n)$单调栈

#题解 by白乐水

  法一：单调栈预处理然后枚举，针对n很大但单调长度很短的数据增加优化（可行的最大长度（即枚举时只枚举到该点之后的最大数，如果还有坑数据，再预处理该段长度，然后枚举时判断是否需要枚举（如果最长长度都小于ans还枚举干嘛））） （ps:似乎只有90分）
  法二 ：先用st或线段树求出区间最大和最小,然后深搜或者广搜都行,推荐深搜,好写.每次搜加两个关键字,分别为区间的左端点l和右端点r,然后用区间最大最小求出他们之间的最大值和最小值的下标ml,mr.如果mr>ml说明区间合法,维护ans,如果ml>=mr说明区间不合法,需要交换.最后就是将区间裂成(l,ml)(ml+1,mr-1)(mr,r),继续搜.
  法三：我知道一定有正解，本人太弱想不出。。。

#官方正版做法

   分治大法好

T3 Yy 的工作(scope.pas/c/cpp)

#一本正经的胡说八道

  暴力枚举m个点，期望得分60，计算面积时有很多技巧，不再多说。
  考虑dp，任意多边形都可以分成多个有一个公共顶点的三角形，枚举这个顶点，用g[i][j]表示选了i个点，最后一个是j的多边形最大面积，g[i][j] = max(g[i-1][k]+S(顶点,k,j));时间复杂度 $O(n^5)$,枚举顶点，枚举在前几个选，枚举i,j,k;
关于三角形面积 S = (sin(2* $π$(p[b]-p[a]))+sin((2* $π$p[c]-p[b]))-sin(2* $π$(p[c]-p[a])))$ * $0.5;
大概有三种情况，可以证明都符合

#官方正版做法

  我忘了，似乎是 $n^4$的。
  Orz吴学姐
  f[i][j][k]表示从i到j选k个点，必须选i，j的多边形最大面积。
   枚举k,i,j,l.
  f[i][j][k]=max(f[i][j][k],f[i][l][k-1]+s(i,j,l));