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A 怎么乱搞都能过…
标程是用树链剖分写的，然后通过的代码有dfs序列的，看不懂的，乱搞水过的…
B 数位dp。
状态是dfs(i, m, s, e)，i为当前做到前i位，m为是否已经匹配了两个串，s为走到自动机的节点s（或者kmp也能做），e为前i位是否是上限。
C sg打表找规律。
证明用数学归纳法就好了。
D 构造题，乱搞。
我用的是秦九韶+模高斯消元：a[0]+a[1]*x^[1]+a[2]*x^[2]+a[3]*x^[3]+...+a[n-1]*x(n-1) = y (mod p(随便定个大一些的p))，把每对(x,y)都带进去可以得到一个模线性方程组，然后解出a[0],a[1],a[2],...a[n-1]。
E 构造题，乱搞。
答案是n/(n+1)，证明如下：
考察最大的n个数n^2-n+1, n^2-n+2, n^2-n+3,...,n^2。如果有两个在同行或同列则
ans>=a/b>=(n^2-n+1)/n^2>n/(n+1)
否则其中必然有至少两个数和n^2-n在同行或同列
ans>=n^2-n/a>=(n^2-n)/(n^2-1)=n/(n+1)
然后构造方法非常多……
F 图论 差分约束最短路
如果删除的边不是最短路径上的边则最短路不变。现在假设v的前继边(u,v)被删除，要求到v的最短路，所有可能的答案是d[x]-d[v]+d[y]+w[x,y]，其中x属于v的子树，y不属于v的子树。注意到对于给定的v，d[v]是定值，所以实际上是要求d[x]+d[y]+w[x,y]最小。
做法1：离线乱搞，具体就是对每个点维护一个非树边的可合并堆，从子树合并上来的时候，一直弹堆直到边的两端点不属于子树（并查集维护即可）。
做法2：还是离线乱搞，把所有非树边边按照d[x]+d[y]+w[x,y]排序，任意一条边可能更新的节点是其两端点到两端点的lca路径上的点，如果某个节点不能被更新，那么对于之后的边同样也不行。所以可以用并查集维护某个点是否被访问过，访问过的点全并到lca上，然后暴力更新就行。
G 分数规划。二分t(t可能是负数…)，考察>t的方案有多少个，如果少于k个则t为可行解，二分直到找到最大的t。计算过程如下，t<=(sumvalue[i]-sumvalue[j])/(sumcost[i]-sumcost[j])，整理得sum(value[i]-t*cost[i])-sum(value[j]-t*cost[j])>0。令w=value-t*cost，sumw[i]-sumw[j]>0, i-j>=M。离散化+树状数组统计即可。注意精度。
H 汉诺塔…
这题要写得简短不太容易。稍候补上。
I 树形dp。
枚举起点做一下背包，注意走两步有走出去再走回来的情况。
J 几何。
判断每个线段和抛物线的关系，仔细硬算就好了。这题我手工构造了25组数据，滥竽充数的都是过不去的。