【bzoj1486】【[HNOI2009]梦幻布丁】启发式链表合并(详解)
2017-10-31 19:09
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(画师当然是武内崇啦)
Description
N个布丁摆成一行,进行M次操作.每次将某个颜色的布丁全部变成另一种颜色的,然后再询问当前一共有多少段颜色.例如颜色分别为1,2,2,1的四个布丁一共有3段颜色.
Input
第一行给出N,M表示布丁的个数和好友的操作次数. 第二行N个数A1,A2…An表示第i个布丁的颜色从第三行起有M行,对于每个操作,若第一个数字是1表示要对颜色进行改变,其后的两个整数X,Y表示将所有颜色为X的变为Y,X可能等于Y. 若第一个数字为2表示要进行询问当前有多少段颜色,这时你应该输出一个整数. 0
Output
针对第二类操作即询问,依次输出当前有多少段颜色.
Sample Input
4 3
1 2 2 1
2
1 2 1
2
Sample Output
3
1
最近在复习数据结构,本来打算找一道平衡树的题来做,在黄学长的博客里看到这道题。结果发现和平衡树其实没有关系。。。
看到这个题的第一想法是暴力:每次o(n)修改或查询
然而o(n^2)肯定会爆(虽然题目不给范围神坑)。我们希望能够通过某些手段来降log。首先是想到线段树,因为线段树可以解决区间内连续色段,但是我们发现这道题是针对整个序列而言,且修改无法用线段树优化。
那怎么办呢?我们发现这道题是将所有颜色为x的改为y,总共有效的修改数量是初始时的颜色种数(最多n)。其实这相当于将颜色x与颜色y合并,且之后不会再拆开。所以说这就是合并的问题啦~(废话了这么久。。)
但是该如何合并呢?我们将同一种颜色的布丁用链表连起来,合并的时候是o(1)的。但是对于合并时ans的更新是o(n)的(对于每一个都判断修改后是否与左右连接)。总的来说,就是每次合并时的复杂度“被修改的颜色的布丁个数”。
这个是可以优化的,就是用启发式合并(把小的往大的合并)。这样就是o(nlogn)的了。证明就搬一下黄学长的;
1:每次O(N)
2:每次合并后,队列长度一定大于等于原来短的长度的两倍。
这样相当于每次合并都会让短的长度扩大一倍以上,
最多扩大logN次,所以总复杂度O(NlogN),每次O(logN)。
但是由于为了启发式合并,我们改变了合并方向。需要用一个f[i]数组来存 调用i颜色时真正用到的颜色。
下面谈谈链表:
我以前一直都不清楚链表到底是个什么货。现在好像是明白了:
有两种链表:
1、对于每个点,有一个pre(前继)和nxt(后继)。这相当于双向链表
2、记录一个链表的开头head,对每个点记录一个nxt(下一个)。这相当于是单向链表
这道题需要访问链表的全部元素,所以用第二种链表。
(其实之前接触过这链表很多次,但一直不知道这就是链表)
放代码啦:
#include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> using namespace std; const int N=1000000+5; int n,m,c ,siz ,f ,ans=0; int head ,nxt ,st ; void solve(int a,int b){ for(int i=head[a];i;i=nxt[i]){ if(c[i+1]==b) ans--; if(c[i-1]==b) ans--; } for(int i=head[a];i;i=nxt[i]) c[i]=b; /*这是两种不同的合并方式*/ // nxt[st[a]]=head[b];head[b]=head[a]; nxt[st[b]]=head[a]; // head[a]=0,st[a]=0; st[b]=st[a]; } int main(){ scanf("%d%d",&n,&m); for(int i=1;i<=n;i++){ scanf("%d",&c[i]); siz[c[i]]++,f[c[i]]=c[i]; if(c[i]!=c[i-1]) ans++; if(!head[c[i]]) st[c[i]]=i; nxt[i]=head[c[i]],head[c[i]]=i; } int opt,x,y; while(m--){ scanf("%d",&opt); if(opt==2) printf("%d\n",ans); else{ scanf("%d%d",&x,&y); if(x==y) continue;// if(siz[f[x]]==0) continue; if(siz[f[x]]>siz[f[y]]) swap(f[x],f[y]); if(siz[f[x]]==0) continue; siz[f[x]]+=siz[f[y]],siz[f[x]]=0;//+= solve(f[x],f[y]); } } return 0; }
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