。。。绝大多数人都会照着官方的教程做，但是这个操作是针对只有一张nvidia显卡的台式机来说的，而不是笔记本的双显卡。。。。按照这个教程，装完之后是可以用这个gpu做运算的，但是不能用来做显示。。。插上外接显示器没有任何反应，用xrandr根本检测不到有外界显示器存在。
出现这个问题的原因是官方的配置里缺少了一步配置显示的操作。。。如果只有一张卡的话装系统的时候显示设置就配置好了，双显卡的话默认的显示用的是核显，独显根本没管，所以我们要手动操作一下。
注意：在参考本配置之前请务必先按照官网Doc走一遍，确保gpu驱动已经装好，可以进行运算测试之后再进行。
我的kali版本
Linux 5.3.0-kali2-amd64 #1 SMP Debian 5.3.9-3kali1 (2019-11-20) x86_64 GNU/Linux
apt install linux-headers-$(uname -r)
准备换电脑，把手上这台给我爸玩了，然后想着把Ubuntu删除掉只留个windows。删除双系统里的ubuntu，肯定要先解决引导的问题，然后再在磁盘管理里删除该系统所在卷了，但是操作过程中发现我的ubuntu引导的删除有问题，记录一下操作方法防止自己以后再乱搞。
首先确认本机是UFEI引导的,以管理员身份打开cmd然后输入 bcdedit /enum {current}，如果显示结果如下，path的值为winload.efi则为uefi引导。
此时网络上流行的通用做法是在win10下用EasyUEFI软件中的管理EFI启动项功能来删除ubuntu引导，但是我自己的电脑用这个方法在软件里删除之后重启发现引导还在那儿没动，想了下可能是因为之前某次沙雕的 rm -rf /* 把引导搞坏了。。。当时只是修复了下Windows的引导，ubuntu直接重装了，可能留下了某些隐患现在暴露出来了emmmmm
那借助软件删除不了的话只能自己暴力手动操作了，首先可以想想，这个EasyUFEI软件本身也只是删除了引导文件而已，只要我自己手动的删除这些文件也可以达到相同的效果。利用这个软件的时候可以看到，在ubuntu选项的旁边会给出来 文件路径 这一行，长得类似于 继续阅读“UEFI双系统下手动删除Ubuntu引导”
求 $$\sum_{k=1}^{N}((kM)\& M)mod(10^9+7)$$
其中 $1 \le N \le 10^{18}$ , $1 \le M \le 10^{11}$
按位来做，考虑每一个二进制位i, 假设pi是 M 中从小到大第i位上的0/1), 然后我们又可以用取模和取整来取代某一位上的运算，比如当前处理的是第i位 ，就可以写成 $$\sum_{k=1}^{N}(\lfloor \frac{k*M}{2^i} \rfloor)-2*\sum_{k=1}^{N}(\lfloor \frac{k*M}{2^{i+1}} \rfloor)$$
这显然是一个类欧几里得的模板式子，我们只需要套用一下模板即可。最后把所有位的答案累加起来即可。
继续阅读“[类欧几里得][位运算] 2019牛客暑期多校训练营（第九场）I KM and M”
给定一个 $n*m$ 的棋盘，每次你只能向右走或者向下走，要求从左上角 $(1,1)$ 走到右下角 $(n,m)$ ，问有多少种走法。
有一个限制因素是棋盘的格子里可能有石头，然后走到一个地方就会把这里的石头按照来的方向推出去，如果有多个石头就会连带着一起推过去。
数据范围 $1\le n,m\le 2000$ ，答案对 $10^9+7$ 取模。
直接DP会有后效性的问题，我们可以给状态加上约束：令 $D_{i,j} R_{i,j}$ 分别表示一个点改变原方向后向下走/向右走有多少种走法。
这样的话dp转移可以写成类似于 $D_{i,j}=\sum_{i=1}^{n-k-i}R_{i+t,j}$ 的形式，然后这样可以得到一个复杂度 $\mathcal{O}(n^3)$ 的算法，
观察这个式子发现他是线性的，当一个维度发生变化是等式右边只有一到两项会发生变化，就把复杂度降到了 $\mathcal{O}(n^2)$ ,就可以通过本题了。
继续阅读“[DP][后效性处理] codeforces 1247 E Rock Is Push”
给定一棵树，每个节点上有 $a_i$ 个苹果，两个人轮流操作，每次把一个节点的一部分(或全部)苹果移到他的某个儿子中(如果是叶子节点没有儿子那么就吃掉这些苹果)，最后不能走的人输。现在在游戏开始前先手可以选取两个不同的节点交换他们之间的苹果数，问有多少种交换方式可以使得先手必胜。
数据范围： $1\le n \le 10^5,\;1\le a_i \le 10^7$
博弈本身是很简单的阶梯博弈。由阶梯博弈的知识，求胜负只需要计算奇数位上的SG函数异或和即可，这题只不过把阶梯转移到了树上，但是略微分析就可以发现和链状的阶梯是没有区别的，都是奇数往偶数转移当作拿走，偶数往奇数转移就对称操作。
给定一个序列，每个元素有两个属性 $h$ 和 $v$ ，是导弹的高度和速度，发射的拦截炮弹第一发可以是任意的高度和速度，但是要求每一发炮弹的高度和速度都不能大于前一发。问：
1. 选取最优的发射方案的时候最多能拦截多少发导弹
2. 当有多个拦截导弹数目相同的最优方案的时候，我方会从中随机选取一种方案，现在问在这种策略下，每发炮弹能拦截到导弹的概率是多少
第一问很明显使用cdq分治加速dp转移算LIS，难点在于第二问。把LIS各个节点的转移看成图上的连边的话，可以得到一个dag，而后可以想见使用dp求出到每个点的在LIS上的路径有多少条，便可以确定随机选取的情况下每个节点被选取到的概率为 经过该点的在LIS上的路径数/所有的在LIS上的路径数 。判断一个点是否在LIS上，我们可以两端各求一次LIS，分别记为 $dpl[i] dpr[i]$ ,则如果当前节点满足 $dpl[i]+dpr[i]=\max\limits_{1\le j\le n} dpl[j]+1$ 则说明其属于某个LIS，+1是为了去除节点本身的重复计算。 为了求出经过某个点的路径数，我们可以用之前 dp求最短路必经边的方法 ，从两端分别跑一次dp，分别记录两端到某个节点的属于LIS的路径数为 $gl[i]\;gr[i]$ ，这样的话经过节点i的路径数就可以表示为 $gl[i]*gr[i]$ ，则每个点被选中的概率就可以被表示为
$$\frac{gl[i]*gr[i}{\sum_{[dpl[k]=LIS]}gl[k]}$$
这就是第二问的答案了。因为分治中每次需要对 $[l,r]$ 之间的元素暴力排序，所以复杂度会多一个 $log$ ，也就是 $\mathcal{O}(n\log{}n)$
继续阅读“[DP][CDQ分治][树状数组] bzoj2244 SDOI2011 拦截导弹”