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32pts
用 f i , j f_{i,j} fi,j 表示最后一段分段为 [ i , j ] [i,j] [i,j] 的最小复杂度
O ( n 3 ) \mathcal O(n^3) O(n3) 转移即可
64pts
观察发现,显然有当最后一段分段的大小最小的时候答案是最优的,所以记录大小最小的大小以及这个时候的dp值就可以 O ( n 2 ) \mathcal O(n^2) O(n2) 转移了。
84pts
我们可以用单调队列维护 2 s u m i − s u m p r e i 2sum_i-sum_{pre_i} 2sumi−sumprei ,就可以做到 O ( n ) \mathcal O(n) O(n) 了。
100pts
高精度(__int128)
#include
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using namespace std;
# define Rep(i,a,b) for(register int i=a;i<=b;i++)
# define _Rep(i,a,b) for(register int i=a;i>=b;i--)
# define RepG(i,u) for(int i=head[u];~i;i=e[i].next)
typedef long long ll;
const int N=4e7+5;
template<typename T> void read(T &x){
x=0;int f=1;
char c=getchar();
for(;!isdigit(c);c=getchar())if(c=='-')f=-1;
for(;isdigit(c);c=getchar())x=(x<<1)+(x<<3)+c-'0';
x*=f;
}
int n,type;
int a[N],pre[N];
ll sum[N];
int q[N],head,tail;
int val[105],tot;
int l,r,p;
int x,y,z,m;
int main()
{
read(n),read(type);
if(type){
read(x),read(y),read(z),read(a[1]),read(a[2]),read(m);
Rep(i,3,n)a[i]=(1ll*a[i-1]*x+1ll*a[i-2]*y+z)%(1<<30);
int last=0;
Rep(i,1,m){
read(p),read(l),read(r);
Rep(j,last+1,p)
a[j]=a[j]%(r-l+1)+l;
last=p;
}
}
else Rep(i,1,n)read(a[i]);
Rep(i,1,n)sum[i]=sum[i-1]+a[i];
head=1,tail=0;
q[++tail]=0;
int last=0;
Rep(i,1,n){
while(head<=tail&&sum[q[head]]-sum[pre[q[head]]]+sum[q[head]]<=sum[i])last=q[head],head++;
pre[i]=last;
while(head<=tail&&sum[q[tail]]-sum[pre[q[tail]]]+sum[q[tail]]>sum[i]-sum[pre[i]]+sum[i])tail--;
q[++tail]=i;
}
__int128 ans=0;
int now=n;
while(now)ans+=(__int128)(sum[now]-sum[pre[now]])*(sum[now]-sum[pre[now]]),now=pre[now];
while(ans){
val[++tot]=ans%10;
ans/=10;
}
_Rep(i,tot,1)printf("%d",val[i]);
puts("");
return 0;
}