BZOJ 2038 莫队 解题报告
2017-08-04 16:01
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2038: [2009国家集训队]小Z的袜子(hose)
Description
作为一个生活散漫的人,小Z每天早上都要耗费很久从一堆五颜六色的袜子中找出一双来穿。终于有一天,小Z再也无法忍受这恼人的找袜子过程,于是他决定听天由命……
具体来说,小Z把这N只袜子从1到N编号,然后从编号L到R(L 尽管小Z并不在意两只袜子是不是完整的一双,甚至不在意两只袜子是否一左一右,他却很在意袜子的颜色,毕竟穿两只不同色的袜子会很尴尬。
你的任务便是告诉小Z,他有多大的概率抽到两只颜色相同的袜子。当然,小Z希望这个概率尽量高,所以他可能会询问多个(L,R)以方便自己选择。
Input
输入文件第一行包含两个正整数N和M。N为袜子的数量,M为小Z所提的询问的数量。接下来一行包含N个正整数Ci,其中Ci表示第i只袜子的颜色,相同的颜色用相同的数字表示。再接下来M行,每行两个正整数L,R表示一个询问。
Output
包含M行,对于每个询问在一行中输出分数A/B表示从该询问的区间[L,R]中随机抽出两只袜子颜色相同的概率。若该概率为0则输出0/1,否则输出的A/B必须为最简分数。(详见样例)
Sample Input
6 4
1 2 3 3 3 2
2 6
1 3
3 5
1 6
Sample Output
2/5
0/1
1/1
4/15
【解题报告】
来自http://blog.csdn.net/w4149/article/details/74531466
没有办法找到区间合并的方法,只好暴力了,这里用莫队算法。
如果我们已知[l,r]的答案,就能在O(1)时间得到[l+1,r]的答案以及[l,r-1]的答案,所以如果已知[l,r]的答案,要求[l’,r’]的答案,我们可以通过|l – l’|+|r – r’|次转移内求得。因为转移时修改组合数不太方便,所以我们考虑维护出平方和,最后把多的减掉。(代码中有解释)
我们考虑分块,将n个数分成sqrt(n)块。
按区间排序,以左端点所在块内为第一关键字,右端点为第二关键字,进行排序,也就是以(pos [l],r)排序
然后按这个排序直接暴力,复杂度分析是这样的:
1、i与i+1在同一块内,r单调递增,所以r是O(n)的。由于有n^0.5块,所以这一部分时间复杂度是n^1.5。
2、i与i+1跨越一块,r最多变化n,由于有n^0.5块,所以这一部分时间复杂度是n^1.5
3、i与i+1在同一块内时l变化不超过n^0.5,跨越一块也不会超过n^0.5,忽略*2。由于有m次询问(和n同级),所以时间复杂度是n^1.5
于是就是O(n^1.5)了
很多人不理解看起来还是很暴力呀,为什么会快一些呢?我们感性地分析一下,如果是单纯的暴力,我们考虑用l排序,那么糟糕的就是虽然l的移动不会太多,但是r有可能反复地来回跑,eg:1 6, 2 1, 3 6, 4 1……这样就上升到平方级别了,我们采用分块的话,总的来讲思路是一样的,不过在同一个块中时,变成了r单调而l可能来回跑,但是跟上面情况不同的是,它来回跑的范围从n变成了sqrt(n)。
那么为什么分块要取sqrt(n)呢?我们容易发现,n太小的话,在同一块中被优化的部分就会变少,n太大的话,块的个数就多了,在同一块中l来回的距离就会变大,优化的力度就不够了。只有当取sqrt(n)时,块的个数与大小都是sqrt(n),这样才是最优的。
代码如下:
Description
作为一个生活散漫的人,小Z每天早上都要耗费很久从一堆五颜六色的袜子中找出一双来穿。终于有一天,小Z再也无法忍受这恼人的找袜子过程,于是他决定听天由命……
具体来说,小Z把这N只袜子从1到N编号,然后从编号L到R(L 尽管小Z并不在意两只袜子是不是完整的一双,甚至不在意两只袜子是否一左一右,他却很在意袜子的颜色,毕竟穿两只不同色的袜子会很尴尬。
你的任务便是告诉小Z,他有多大的概率抽到两只颜色相同的袜子。当然,小Z希望这个概率尽量高,所以他可能会询问多个(L,R)以方便自己选择。
Input
输入文件第一行包含两个正整数N和M。N为袜子的数量,M为小Z所提的询问的数量。接下来一行包含N个正整数Ci,其中Ci表示第i只袜子的颜色,相同的颜色用相同的数字表示。再接下来M行,每行两个正整数L,R表示一个询问。
Output
包含M行,对于每个询问在一行中输出分数A/B表示从该询问的区间[L,R]中随机抽出两只袜子颜色相同的概率。若该概率为0则输出0/1,否则输出的A/B必须为最简分数。(详见样例)
Sample Input
6 4
1 2 3 3 3 2
2 6
1 3
3 5
1 6
Sample Output
2/5
0/1
1/1
4/15
【解题报告】
来自http://blog.csdn.net/w4149/article/details/74531466
没有办法找到区间合并的方法,只好暴力了,这里用莫队算法。
如果我们已知[l,r]的答案,就能在O(1)时间得到[l+1,r]的答案以及[l,r-1]的答案,所以如果已知[l,r]的答案,要求[l’,r’]的答案,我们可以通过|l – l’|+|r – r’|次转移内求得。因为转移时修改组合数不太方便,所以我们考虑维护出平方和,最后把多的减掉。(代码中有解释)
我们考虑分块,将n个数分成sqrt(n)块。
按区间排序,以左端点所在块内为第一关键字,右端点为第二关键字,进行排序,也就是以(pos [l],r)排序
然后按这个排序直接暴力,复杂度分析是这样的:
1、i与i+1在同一块内,r单调递增,所以r是O(n)的。由于有n^0.5块,所以这一部分时间复杂度是n^1.5。
2、i与i+1跨越一块,r最多变化n,由于有n^0.5块,所以这一部分时间复杂度是n^1.5
3、i与i+1在同一块内时l变化不超过n^0.5,跨越一块也不会超过n^0.5,忽略*2。由于有m次询问(和n同级),所以时间复杂度是n^1.5
于是就是O(n^1.5)了
很多人不理解看起来还是很暴力呀,为什么会快一些呢?我们感性地分析一下,如果是单纯的暴力,我们考虑用l排序,那么糟糕的就是虽然l的移动不会太多,但是r有可能反复地来回跑,eg:1 6, 2 1, 3 6, 4 1……这样就上升到平方级别了,我们采用分块的话,总的来讲思路是一样的,不过在同一个块中时,变成了r单调而l可能来回跑,但是跟上面情况不同的是,它来回跑的范围从n变成了sqrt(n)。
那么为什么分块要取sqrt(n)呢?我们容易发现,n太小的话,在同一块中被优化的部分就会变少,n太大的话,块的个数就多了,在同一块中l来回的距离就会变大,优化的力度就不够了。只有当取sqrt(n)时,块的个数与大小都是sqrt(n),这样才是最优的。
代码如下:
/************************************************************** Problem: 2038 User: onepointo Language: C++ Result: Accepted Time:1652 ms Memory:2988 kb ****************************************************************/ #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> #include<cmath> using namespace std; #define N 50010 #define LL long long int n,m,pos ,col ; LL cnt ,ans; struct data { int l,r,id; LL a,b; }a ; LL gcd(LL a,LL b){return b==0?a:gcd(b,a%b);} LL sqr(LL x){return x*x;} bool cmp(data a,data b){return pos[a.l]==pos[b.l]?a.r<b.r:a.l<b.l;} bool recmp(data a,data b){return a.id<b.id;} void update(int p,int add) { ans-=sqr(cnt[col[p]]); cnt[col[p]]+=add; ans+=sqr(cnt[col[p]]); } void solve() { for(int i=1,l=1,r=0;i<=m;i++) { for(;r<a[i].r;r++) update(r+1,1); for(;r>a[i].r;r--) update(r,-1); for(;l<a[i].l;l++) update(l,-1); for(;l>a[i].l;l--) update(l-1,1); if(a[i].l==a[i].r) { a[i].a=0;a[i].b=1; continue; } a[i].a=ans-(a[i].r-a[i].l+1); a[i].b=(LL)(a[i].r-a[i].l+1)*(a[i].r-a[i].l); LL k=gcd(a[i].a, a[i].b); a[i].a/=k;a[i].b/=k; } } int main() { scanf("%d%d",&n,&m); for(int i=1;i<=n;++i) scanf("%d",&col[i]); int block=(int)sqrt(n); for(int i=1;i<=n;++i) pos[i]=(i-1)/block+1; for(int i=1;i<=m;i++) { scanf("%d%d",&a[i].l,&a[i].r); a[i].id=i; } sort(a+1,a+m+1,cmp); solve(); sort(a+1,a+m+1,recmp); for(int i=1;i<=m;++i) printf("%lld/%lld\n",a[i].a,a[i].b); return 0; }
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