题目来源：2017-2018 ACM-ICPC, NEERC, Moscow Subregional Contest
A. Advertising Strategy
贪心方法：把一部分k放到初始值，剩下一部分，等到最后用。然后，枚举第一部分放多少即可。
#include <bits/stdc++.h>
typedef long long ll;
using namespace std;
ll n,k,ans=1000000000000000000LL;
int main() {scanf("%lld %lld",&n,&k);if(n<=k) {puts("1");return 0;}for(int t=1;t<=k-1;++t) {ll a1=t,tt=1;a1 = a1 + min(a1, (n-a1)/2);while(a1 < n-k+t) {a1 = a1 + min(a1,(n-a1)/2);++tt;}++tt;ans = min(tt, ans);}printf("%lld\n", ans);return 0;
}C. Carpet
先树剖，构造方法：把重儿子放到当前层的最右端，轻儿子放到下一层，第二次dfs注意顺序，否则会交叉。这样保证高度为logn。。。先是想到如果树低，可以一层层放，我觉得这种题，一种做法就是多手动构造几组解，然后找找规律。另一种思路，就是观察数据范围，20和100000，首先，第一个数很小，就考虑如何降低深度，于是想到了重心，可是感觉没啥用，再怎么调深度也不够，就得朝着把一些比较长的链拿出来，放到一排上这个思路做，那就先求直径，然后，把直径上的点放在第一排，对于这些点延伸出的子树，再求直径，从左到右放在，第二排，递归的再去放第三排，这样应该是有保证的吧，，，写出来wa了。。哎再改改。。然后树剖这个思路相对比较好写吧。。。手懒脑子差。。。只好膜题解。后期也有问题，擅自认怂了，三个人一起刚掉G。。。没有同时开题，现场一定要避免这种问题。还有些时候，A完签到题，就放松了。。。脑子停转的问题，还是很严重。
update ：好吧，那个每次求直径的贪心可以卡掉。。。树的长相如下，这可能只是树的一部分，即它的叶子节点也许会连和他类似的结构。显然如果不幸，每次都找到分叉最少的那条直径。树的深度，就没有保证了。。。所以，我们每次怎么算出一棵树中分叉最多的直径呀？bfs的时候处理一下度数和最大的路径？然而还是wa。。。到这好像再想不到树剖就太zz了，保证重链数上界logn条。。。这么优秀的做法。
update：又想了想。。。我每次保证当前这棵树的重心在这一层，选出过重心的最长径or度数和最大路径。。。可以吗？？？
发现构造题，有些布星啊。有时间多学点组合构造玩。。。
#include <bits/stdc++.h>
const int maxn = 1e5 + 7;
using namespace std;
struct edge{int e,nxt;}E[maxn<<1];
int h[maxn],cc;
void add(int u,int v){E[cc].e=v;E[cc].nxt=h[u];h[u]=cc;++cc;
}
int sz[maxn], fa[maxn], son[maxn];
void dfs1(int u,int pre){sz[u]=1;fa[u]=pre;for(int i=h[u];~i;i=E[i].nxt){int v=E[i].e;if(v!=pre){dfs1(v,u);sz[u]+=sz[v];if(son[u]==-1||sz[v]>sz[son[u]])son[u]=v;}}
}
int X[maxn],Y[maxn],cnt[55];
void dfs2(int u, int d){X[u]=++cnt[d];Y[u]=d;for(int i=h[u];~i;i=E[i].nxt){int v=E[i].e;if(v!=son[u]&&v!=fa[u])dfs2(v,d+1);}if(son[u]==-1)return;dfs2(son[u],d);
}
int n,x,y;
int main()
{scanf("%d",&n);for(int i=1;i<=n;++i)h[i]=son[i]=-1;for(int i=1;i<n;++i)scanf("%d%d",&x,&y),add(x,y),add(y,x);dfs1(1,0);dfs2(1,1);for(int i=1;i<=n;++i)cout << X[i] <<' '<<Y[i]<<'\n';return 0;
}D. Decoding of Varints
卡unsigned long long。。。注意运算过程
G. God of Winds
设第一个位置的值为0，然后可以通过递推，求出整张图每个位置的值。check一下，是否矛盾即可。WA点：爆int！！！！这道题，一个难点就是考读题。。。读懂之后，想到把整个图每个位置设成未知数，求解方程，显然会tle。然后，觉得是不每行都能解方程？？oldz推了一下，说方程解不了，有一个未知数。反应了半天。其实就是有一个自由项。那我随便设它是什么就行了。然后就可以通过，格子之间的关系推出整张图辣。以后，再也不用int了。。。
H. Hilarious Cooking
发现一定可以构成连续的一段T，那么考虑如何计算出最大值，最小值，再判断一下，是否在区间内就行了。显然，如果只有两端给定，一段区间的最值只受两端影响。那么，分别计算每段的最值加起来就行。注意还有两头要考虑。然后，每段的最值，就可以堆一推公式，o(1)计算了。嘴完了。（感觉挺简单的啊。。除了讨论那块比较麻烦，为啥就没读这题。。不能盲目跟榜哇
