[bzoj 4542] [Hnoi2016]大数:莫队算法
2016-09-08 21:21
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为什么当时我认定这是一道字符串题,写了半个AC自动机,删掉,改成枚举+哈希?写完之后感觉很奇怪,怎么没用上p是素数这个假设?
考试的前天晚上还和学长讨论莫队算法来着……嗯,还讨论了主席树……
莫队算法是解决一类离线区间查询问题的算法。设序列长度为n,有m个查询。为了达到理想的时间复杂度,需要保证[l, r]能在O(1)的时间转移到[l, r+1],[l, r-1],[r-1, l],[r+1, l]。把整个序列分成n√块,把左端点所在的块的序号作为第一关键字、右端点作为第二关键字,对询问排序,通过向相邻的区间转移,依次得到答案。时间复杂度是O((m+n)n√)。
知道了这道题可以用莫队来做,研究了一下。一开始,我的方案是这样的:分别维护区间的前缀、后缀对p取模后每种结果的数量。扩展后缀时,相当于把先前的每个数乘10加s,并把s模p加入。扩展前缀时,把整个区间看成十进制小数(取模结果不会变),于是乘10的逆元再加s,并把s模p加入。收缩的时候,把过程倒过来即可。把所有的数搬来搬去不太现实,所以维护一个线性函数h,数组的位置i实际上存储的是h(i)。注意整个区间既是前缀又是后缀。
诶?怎么没给p的数据范围?不管了,先写吧。然后就没有然后了……渐渐地,我自己都不知道自己在写什么了。现在我也发现这样空间似乎会爆。如果不管空间限制,这样应该是可行的?如果阅读本文的你有什么想法欢迎交流。
学习了CtrlCV的题解。维护所有后缀对p取模的结果,设为x[i],令x
= 0(下标从0开始)。x[l]-x[r+1]等于s[l..r]乘10的幂。当p不等于2或5时,由于p和10互素,s[l..r]是p的倍数当且仅当x[l] = x[r+1]。当p等于2或5,这招就不灵了,但是但是可以判断个位数字;可以用莫队来做,也可以通过前缀和来做:
Σri=l(i−l+1)[s[i] mod p = 0]=Σri=li[s[i] mod p = 0]−(l−1)Σri=l[s[i] mod p = 0]
要离散化!离散化的时候不要忘记x
。
在这里证一下莫队算法的复杂度。
对询问排序后,至多有m个查询和上一个查询在同一块中、n√个不在同一块中。如果两个相邻查询在同一块中,r指针递增,共O(nn√),每次l指针变化不超过n√,共O(mn√)。如果两个相邻查询不在同一块中,每次r指针至多变化n,共O(nn√),考虑所有这类情况,l递增,共O(n)。由于转移是O(1)的,所以指针变化次数与转移的总代价在同一个数量级。因此,莫队算法的时间复杂度是O((m+n)n√)。
考试的前天晚上还和学长讨论莫队算法来着……嗯,还讨论了主席树……
莫队算法是解决一类离线区间查询问题的算法。设序列长度为n,有m个查询。为了达到理想的时间复杂度,需要保证[l, r]能在O(1)的时间转移到[l, r+1],[l, r-1],[r-1, l],[r+1, l]。把整个序列分成n√块,把左端点所在的块的序号作为第一关键字、右端点作为第二关键字,对询问排序,通过向相邻的区间转移,依次得到答案。时间复杂度是O((m+n)n√)。
知道了这道题可以用莫队来做,研究了一下。一开始,我的方案是这样的:分别维护区间的前缀、后缀对p取模后每种结果的数量。扩展后缀时,相当于把先前的每个数乘10加s,并把s模p加入。扩展前缀时,把整个区间看成十进制小数(取模结果不会变),于是乘10的逆元再加s,并把s模p加入。收缩的时候,把过程倒过来即可。把所有的数搬来搬去不太现实,所以维护一个线性函数h,数组的位置i实际上存储的是h(i)。注意整个区间既是前缀又是后缀。
诶?怎么没给p的数据范围?不管了,先写吧。然后就没有然后了……渐渐地,我自己都不知道自己在写什么了。现在我也发现这样空间似乎会爆。如果不管空间限制,这样应该是可行的?如果阅读本文的你有什么想法欢迎交流。
学习了CtrlCV的题解。维护所有后缀对p取模的结果,设为x[i],令x
= 0(下标从0开始)。x[l]-x[r+1]等于s[l..r]乘10的幂。当p不等于2或5时,由于p和10互素,s[l..r]是p的倍数当且仅当x[l] = x[r+1]。当p等于2或5,这招就不灵了,但是但是可以判断个位数字;可以用莫队来做,也可以通过前缀和来做:
Σri=l(i−l+1)[s[i] mod p = 0]=Σri=li[s[i] mod p = 0]−(l−1)Σri=l[s[i] mod p = 0]
要离散化!离散化的时候不要忘记x
。
在这里证一下莫队算法的复杂度。
对询问排序后,至多有m个查询和上一个查询在同一块中、n√个不在同一块中。如果两个相邻查询在同一块中,r指针递增,共O(nn√),每次l指针变化不超过n√,共O(mn√)。如果两个相邻查询不在同一块中,每次r指针至多变化n,共O(nn√),考虑所有这类情况,l递增,共O(n)。由于转移是O(1)的,所以指针变化次数与转移的总代价在同一个数量级。因此,莫队算法的时间复杂度是O((m+n)n√)。
#include <cstdio> #include <cmath> #include <algorithm> using namespace std; const int MAX_N = 100000; typedef long long ll; char s[MAX_N+1]; bool f; ll ans, p, x[MAX_N+1], t[MAX_N+1], h[MAX_N+1]; int top = 1, m, sz, od[MAX_N], blk[MAX_N], c[MAX_N+1]; // c[i] ~ 后缀i的计数器 struct Query { int fr, to; ll ans; } Q[MAX_N]; bool cmp(int i, int j) { const Query& x = Q[i], & y = Q[j]; return blk[x.fr] < blk[y.fr] || blk[x.fr] == blk[y.fr] && x.to < y.to; } inline void inc(int i) { ans += t[c[i]]++; } inline void dec(int i) { ans -= --t[c[i]]; } void solve_1() { int cnt = 0, l = Q[od[0]].fr, r = l-1; for (int i = 0; i < m; ++i) { Query& q = Q[od[i]]; while (r < q.to) { ++r; if (s[r]%p == 0) { ans += r-l+1; ++cnt; } } while (r > q.to) { if (s[r]%p == 0) { ans -= r-l+1; --cnt; } --r; } while (l > q.fr) { --l; if (s[l]%p == 0) ++cnt; ans += cnt; } while (l < q.fr) { ans -= cnt; if (s[l]%p == 0) --cnt; ++l; } q.ans = ans; } } void solve_2() { int l = Q[od[0]].fr, r = l; inc(r); for (int i = 0; i < m; ++i) { Query& q = Q[od[i]]; while (r < q.to) inc(++r); while (r > q.to) dec(r--); while (l > q.fr) inc(--l); while (l < q.fr) dec(l++); q.ans = ans; } } int main() { int n = 0; scanf("%lld %s %d", &p, s, &m); int fr, to; bool f = 10%p == 0; for (int i = 0; i < m; ++i) { scanf("%d %d", &fr, &to); Q[i].fr = fr-1; Q[i].to = f ? to-1 : to; od[i] = i; } for (; s ; ++n) s -= '0'; h[0] = 0; for (ll i = n-1, t = 1; i >= 0; --i, t = t * 10 % p) { x[i] = (x[i+1] + s[i]*t%p) % p; h[top++] = x[i]; } sort(h, h+top); top = unique(h, h+top) - h; for (int i = 0; i <= n; ++i) c[i] = lower_bound(h, h+top, x[i]) - h; sz = sqrt(n); for (int i = 0; i < n; ++i) blk[i] = i/sz; sort(od, od+m, cmp); if (f) solve_1(); else solve_2(); for (int i = 0; i < m; ++i) printf("%lld\n", Q[i].ans); return 0; }
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