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C内联函数简介 inline提示编译器做可选优化,这就要求编译器能见到内联函数的定义(一般通过头文件引入编译单元),也就引入本节要讨论的焦点:内联函数外链接. 内联函数根据是否跟static修饰,分为内链接和外链接;顾名思义内链接仅在当前编译单元有效,若通过头文件引入其它编译单元,相当于一份同名拷贝,各自在不同编译单元有效,但这可能增大了二进制文件的体积(内联失败就带有多份静态函数的拷贝);外链接与之相反,它共享同一份代码. C内联函数使用 内联函数内链接 内联函数的内链接如: inline static void fn(void) {} 没有任何限制,使用简单,建议采用. 内联函数外链接 内联函数的外链接如: inline void fn(void) {} 则有诸多限制.如下: 一个非 static 的内联函数不能定义一个非 const 的函数局部 static 对象,并且不能使用文件作用域的 static 对象. static int x; inline void f(void) { static int n = 1; // 错误：非 const 的 static 对象在非 static 的 inline 函数中 int k = x; // 错误：非 static 的 inline 函数访问 static 变量 } 内联函数的外链接允许同名的外部函数,且在调用时行为是未指定的

LOJ 前置知识：任意长度NTT 普通NTT只能做 \(2^k\) 的循环卷积，尝试扩展成长度为 \(n\) 的循环卷积，保证模意义下 \(\omega_n\) 存在。 不管怎样还是要算点值。推式子： \[ \begin{align*} X_i&=\sum_{j=0}^{n-1}x_j\omega_n^{ij}\\ &=\sum_{j=0}^{n-1}x_j\omega_n^{{i+j\choose2}-{i\choose 2}-{j\choose 2}}\\ &=\omega_n^{-{i\choose 2}}\sum_{j=0}^{n-1}x_j\omega_n^{-{j\choose 2}}\times \omega_n^{{i+j\choose2}} \end{align*} \] 令 \(F_i=x_i\omega_n^{-{i\choose 2}},G_i=\omega_n^{{i\choose 2}}\) ，那么就有 \(X_i=\sum_{j=0}^{n-1} F_jG_{i+j}\) ，就可以任意模数NTT做了。 思路 发现什么性质都观察不出来，于是直接上DP。 \(dp_{i,j,x}\) 表示前 \(i\) 层，走了 \(j\) 步，走到第二维是 \(x\) 的点的方案数，有转移： \[ dp_{i,j,x}=dp_{i-1,j,x}+\sum_y dp_{i

On this slider that I'm working on, I want the description on the slide to have an orange background behind the text with a little padding on the beginning and ends of the row. I changed the p tag's display to inline and this works when it is only one line, however when the text wraps to the next line the CSS only applies the left/right padding to the left side of the first line and the right side of the last line. How can I have the padding on the left and right of each line of text without having a solid orange square the size of the full width of the container? It's the text in the slider

行列式 题目大意 ​ 给定一个无向联通图，求其邻接矩阵行列式。 ​ \(n\leq 3\times 10^4 , m\leq 3\times 10^5\) ，保证每个边双联通分量点数 \(\leq 50\) 题解 ​ 考虑这个邻接矩阵的行列式的意义，在不考虑行列式中的 \(-1\) 系数的情况下，就是选出若干个存在的有向环，不重不漏地覆盖每个点的方案数。 ​ 我们发现一个排列中环与环之间产生的逆序对数是可以忽略的，因此如果每个环都在一个边双内部，答案就是每个边双的答案的乘积。 ​ 考虑一个桥出现在了环中，那么一定是桥的两个端点组成了二元环。 ​ 考虑建出边双树， \(F_{x,0/1}\) 表示 \(x\) 号边双，其与边双树父亲连接的那个点有没有被环覆盖的方案数。 ​ 若 \(x\) 中一个点 \(u\) 与 \(x\) 的某个儿子 \(y\) 中的一个点 \(v\) 组成了二元环，那么我们可视为在 \(x\) 内部的邻接矩阵中， \(u\) 自己添加了一个自环，其权值自带 \(-1\) 的系数，然后求行列式即可算出 \(F_{x,1}\) 同样，我们将 \(x\) 与 \(x\) 父亲连接的点 \(w\) 在邻接矩阵的边都扣抠掉，并加上一个自环即可等价算出 \(F_{x,0}\) #include<bits/stdc++.h> #define debug(x) cerr<<#x

If I have two structs: struct A { float x, y; inline A operator*(A b) { A out; out.x = x * b.x; out.y = y * b.y; return out; } } And an equivalent struct struct B { float x, y; } inline B operator*(B a, B b) { B out; out.x = a.x * b.x; out.y = a.y * b.y; return out; } Would you know of any reason for B's operator* to compile any differently, or run any slower or faster than A's operator* (the actual actions that go on inside the functions should be irrelevant)? What I mean is... would declaring the inline operator as a member, vs not as a member, have any generic effect on the speed of the