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[Bzoj4540][Hnoi2016] 序列(莫队 + ST表 + 单调队列)

2017-10-12 16:49 323 查看

4540: [Hnoi2016]序列

 

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Description

 

  给定长度为n的序列:a1,a2,…,an,记为a[1:n]。类似地,a[l:r](1≤l≤r≤N)是指序列:al,al+1,…,ar-
1,ar。若1≤l≤s≤t≤r≤n,则称a[s:t]是a[l:r]的子序列。现在有q个询问,每个询问给定两个数l和r,1≤l≤r
≤n,求a[l:r]的不同子序列的最小值之和。例如,给定序列5,2,4,1,3,询问给定的两个数为1和3,那么a[1:3]有
6个子序列a[1:1],a[2:2],a[3:3],a[1:2],a[2:3],a[1:3],这6个子序列的最小值之和为5+2+4+2+2+2=17。

Input

 

  输入文件的第一行包含两个整数n和q,分别代表序列长度和询问数。接下来一行,包含n个整数,以空格隔开
,第i个整数为ai,即序列第i个元素的值。接下来q行,每行包含两个整数l和r,代表一次询问。

Output

 

  对于每次询问,输出一行,代表询问的答案。

Sample Input

 

5 5
5 2 4 1 3
1 5
1 3
2 4
3 5
2 5

 

Sample Output

 

28
17
11
11
17

 

HINT

 

 

1 ≤N,Q ≤ 100000,|Ai| ≤ 10^9

分析:

也许是我比较傻吧, 我把分块那里block[i] = i / tot +1打成了 block[i] = block[i] / tot + 1,超时了半天,调不出来……

题目又是没有修改,只有查询,可以联想到莫队算法。

题目要求是求一个大区间内,每个子区间最小值之和。我们可以看一下,如果已知一个区间[l,r],那么如果要得到[l,r + 1],我们会把[r + 1]的数添加进来。当这个数添加进来会多产生r - l + 2个子区间,那么如何处理这个子区间呢,就算是用st表 暴力去查询 这 r - l + 2个区间复杂度结合每一次也是很高的。

我们可以分析一下:如果我们找到[l,r + 1]里面的最小值,它所在位置为k。那么[l,k]这段区间的点为左端点和[r +1]所产生的 k - l + 1个区间都是以[k]所在数为最小值,那么贡献为(k - l + 1) * a[k],剩下的就是[k + 1,r + 1]这段区间了。

当我们知道一个数i左边第一个小于等于它的数的下标lm[i],所以[lm[i] + 1,i - 1]中间的值都是大于[i]的数的。所以以[lm[i] +1,i]的数都以[i]的数为最小值。设sumr[i]表示以i为右端点的合法区间的答案,那么sumr[i] = sumr[lm[i]] + (i  - lm[i]) * a[i]。发现我们的sumr数组是类似于前缀和的形式,最后我们用sum[r +1] - sum[k]就为[k + 1,r + 1]这段区间答案。

最终一个区间答案为ans =  (k - l + 1) * a[k] + sumr[r +1] - sum[k]。

删除同理,在左端点处添加删除只需维护rm[i]和suml[i]。求区间最小值的位置可以用st表,o(nlogn)的转移,o(1)的查询。求一个数左右第一个不大于它的数可以用单调队列,当一个数被另一个数踢出时,这个数离它最近的相应方向上的第一个不大于它的数就为另一个数。再加上莫队算法(nsqrt(n))总时间复制度为o(nlogn + nsqrt(n))

 ST表:

类似于动态转移的思想,我们知道区间[l,r]的最小值,就可以推出区间[l,r + 1]的最小值,但是st表运用了倍增的思想(类似lca)。

我们知道了每个数向右2^(j - 1) 的最小值,就能拓展到每个数向右2 ^ j 的最小值。

转移方程为 

st[i][j] = min(st[i][j - 1],st[i + (1 << j - 1)][j - 1]);

 

具体详见代码

附上AC代码: 

 

 

 

# include <iostream>
# include <cmath>
# include <cstdio>
# include <cstring>
# include <algorithm>
using namespace std;
const int N = 2e5 + 12;
int block
,tot,n,m;
struct data{
int l,r,id;
bool operator <(const data & other)const{
if(block[l] == block[other.l])return r < other.r;
return block[l] < block[other.l];
}
}q
;
int st
[31],a
,mn
;
int stack
,cnt;
int lm
,rm
;
long long suml
,sumr
,num,ans
;
int query(int x,int y){
return  a[x] < a[y] ? x : y;
}
int Rmq(int L,int R)
{   if(L > R)swap(L,R);
int k = mn[R - L + 1];
return query(st[L][k],st[R - (1 << k) + 1][k]);
}
void updatal(int x,int y,int z){
int pos = Rmq(x,y);
num +=(1ll * (y - pos + 1) * a[pos] + sumr[x] - sumr[pos]) * z;
};
void updatar(int x,int y,int z){
int pos = Rmq(x,y);
num +=(1LL * (pos - x + 1) * a[pos] + suml[y] - suml[pos]) * z;
};
void Modui(){
int L = 1,R = 0; num = 0;
for (int i = 1;i <= m;++i){
while (R < q[i].r) updatar(L,R + 1,1),R++;
while (L > q[i].l) updatal(L - 1,R,1),L--;
while (R > q[i].r) updatar(L,R,-1),R--;
while (L < q[i].l) updatal(L,R,-1),L++;
ans[q[i].id] = num;
}
}
void work(){
cnt = 0;
for(int i = 1;i <= n;i++){
while(cnt && a[stack[cnt]] >= a[i])rm[stack[cnt--]] = i;
stack[++cnt] = i;
}
while(cnt)rm[stack[cnt--]] = n + 1;
for(int i = n;i >= 1;i--){
while(cnt && a[stack[cnt]] >= a[i])lm[stack[cnt--]] = i;
stack[++cnt] = i;
}
for(int i = 1;i <= n;i++){
suml[i] = suml[lm[i]] + 1LL * (i - lm[i]) * a[i];
}

for(int i = n;i >= 1;i--){
sumr[i] = sumr[rm[i]] + 1LL * (rm[i] - i) * a[i];
}
}
void init(){
mn[0] = -1;
for(int i = 1;i <= n;i++){
mn[i]=((i & (i-1))==0) ? mn[i-1]+1 : mn[i-1];
st[i][0] = i;
}
for (int j = 1;j <= mn
;j++){
for (int i = 1;i + (1 << j) - 1 <= n;i++){
st[i][j] = query(st[i][j - 1],st[i + (1 << j - 1)][j - 1]);
}
}
work();
}
int main(){
scanf("%d %d",&n,&m);tot = sqrt(n);
for(int i = 1;i <= n;i++){
scanf("%d",&a[i]);block[i] = i / tot + 1;
}
init();
for(int i = 1;i <= m;i++){
scanf("%d %d",&q[i].l,&q[i].r);
q[i].id = i;
}
sort(q + 1,q + m + 1);
Modui();
for(int i = 1;i <= m;i++){
printf("%lld\n",ans[i]);
}
return 0;
}

 

 

 

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