[HE/TJOI2016]排序 题解
题目地址:ė …
May all the beauty be blessed.
题目地址:洛谷:【P1903】[国家集训队]数颜色 – 洛谷、BZOJ:Problem 2120. — 数颜色
墨墨购买了一套N支彩色画笔(其中有些颜色可能相同),摆成一排,你需要回答墨墨的提问。墨墨会向你发布如下指令:
为了满足墨墨的要求,你知道你需要干什么了吗?
给一个颜色数组,每个位置有一个颜色,两种操作:
输入格式:
第1行两个整数N,M,分别代表初始画笔的数量以及墨墨会做的事情的个数。
第2行N个整数,分别代表初始画笔排中第i支画笔的颜色。
第3行到第2+M行,每行分别代表墨墨会做的一件事情,格式见题干部分。
输出格式:
对于每一个Query的询问,你需要在对应的行中给出一个数字,代表第L支画笔到第R支画笔中共有几种不同颜色的画笔。
输入样例#1:
6 5 1 2 3 4 5 5 Q 1 4 Q 2 6 R 1 2 Q 1 4 Q 2 6
输出样例#1:
4 4 3 4
对于100%的数据,N≤50000,M≤50000,所有的输入数据中出现的所有整数均大于等于1且不超过10^6。
本题可能轻微卡常数
我们可以求出每个位置的pre值,表示该位置颜色在该位置之前的最后一次出现位置。如果该位置之前没有出现过这种颜色了,则规定pre值为0。这个问题就可以转化成一个区间内查询pre值小于区间左端点数量的问题,显然可以用树状数组套主席树这样的形式来维护。
至于修改,我们可以用set维护每个颜色的出现位置,这样就可以利用lower_bound找前驱后继,从而维护线段树中的信息。
总复杂度O(n \log^2 n),不过这种写法跑的特别慢,还好卡进去了。
// Code by KSkun, 2018/5
#include <cstdio>
#include <cctype>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <set>
typedef long long LL;
inline char fgc() {
static char buf[100000], *p1 = buf, *p2 = buf;
return p1 == p2 && (p2 = (p1 = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin), p1 == p2)
? EOF : *p1++;
}
inline LL readint() {
register LL res = 0, neg = 1;
register char c = fgc();
while(!isdigit(c)) {
if(c == '-') neg = -1;
c = fgc();
}
while(isdigit(c)) {
res = (res << 1) + (res << 3) + c - '0';
c = fgc();
}
return res * neg;
}
inline bool isop(char c) {
return c == 'Q' || c == 'R';
}
inline char readop() {
char c;
while(!isop(c = fgc())) {}
return c;
}
const int MAXN = 50005;
struct Node {
int lch, rch, val;
} tr[MAXN * 200];
int rt[MAXN], tot;
int sta[MAXN], stop;
inline int newnode() {
if(!stop) return ++tot;
int p = sta[--stop];
memset(tr + p, 0, sizeof(Node));
return p;
}
inline void delnode(int p) {
if(!p) return;
sta[stop++] = p;
}
inline void insert(int &o, int l, int r, int x) {
int p = newnode(); tr[p] = tr[o]; delnode(o); o = p;
tr[o].val++;
if(l == r) return;
int mid = (l + r) >> 1;
if(x <= mid) insert(tr[o].lch, l, mid, x);
else insert(tr[o].rch, mid + 1, r, x);
}
inline void erase(int &o, int l, int r, int x) {
int p = newnode(); tr[p] = tr[o]; delnode(o); o = p;
tr[o].val--;
if(l == r) return;
int mid = (l + r) >> 1;
if(x <= mid) erase(tr[o].lch, l, mid, x);
else erase(tr[o].rch, mid + 1, r, x);
}
inline int query(int o, int l, int r, int x) {
if(l == r) return 0;
int mid = (l + r) >> 1;
if(x <= mid) return query(tr[o].lch, l, mid, x);
else return tr[tr[o].lch].val + query(tr[o].rch, mid + 1, r, x);
}
int n, m;
inline int lowbit(int x) {
return x & -x;
}
inline void insert(int x, int v) {
for(int i = x; i <= n; i += lowbit(i)) {
insert(rt[i], 0, 1000000, v);
}
}
inline void erase(int x, int v) {
for(int i = x; i <= n; i += lowbit(i)) {
erase(rt[i], 0, 1000000, v);
}
}
inline int query(int x, int v) {
int res = 0;
for(int i = x; i; i -= lowbit(i)) {
res += query(rt[i], 0, 1000000, v);
}
return res;
}
std::set<int> col[1000005];
int col2[MAXN];
char op; int x, y;
int main() {
n = readint(); m = readint();
for(int i = 1; i <= 1000000; i++) {
col[i].insert(0);
}
for(int i = 1; i <= n; i++) {
x = readint();
col[x].insert(i); col2[i] = x;
if(col[x].empty()) col[x].insert(0);
std::set<int>::iterator it = col[x].lower_bound(i);
insert(i, *--it);
}
while(m--) {
op = readop(); x = readint(); y = readint();
if(op == 'Q') {
printf("%d\n", query(y, x) - query(x - 1, x));
} else {
std::set<int>::iterator it = col[col2[x]].lower_bound(x),
itp = --it, itn = ++++it; --it;
erase(x, *itp);
if(itn != col[col2[x]].end()) {
erase(*itn, x); insert(*itn, *itp);
}
col[col2[x]].erase(it); col2[x] = y;
col[col2[x]].insert(x); it = col[col2[x]].lower_bound(x);
itp = --it; itn = ++++it; --it;
insert(x, *itp);
if(itn != col[col2[x]].end()) {
erase(*itn, *itp); insert(*itn, x);
}
}
}
return 0;
}
题目地址:洛谷:【P3293】[SCOI2016]美味 – 洛谷、BZOJ:Problem 4571. — [Scoi2016]美味
一家餐厅有 n 道菜,编号 1…n ,大家对第 i 道菜的评价值为 ai(1<=i<=n)。有 m 位顾客,第 i 位顾客的期望值为 bi,而他的偏好值为 xi 。因此,第 i 位顾客认为第 j 道菜的美味度为 bi XOR (aj+xi),XOR 表示异或运算。
第 i 位顾客希望从这些菜中挑出他认为最美味的菜,即美味值最大的菜,但由于价格等因素,他只能从第 li 道到第 ri 道中选择。请你帮助他们找出最美味的菜。
给一个长为n的数列a,每次查询给b、x、l、r,查询使得b xor (ai + x)最大的a数列中[l, r]这些数字中的ai。
输入格式:
第1行,两个整数,n,m,表示菜品数和顾客数。
第2行,n个整数,a1,a2,…,an,表示每道菜的评价值。
第3至m+2行,每行4个整数,b,x,l,r,表示该位顾客的期望值,偏好值,和可以选择菜品区间。
输出格式:
输出 m 行,每行 1 个整数,ymax ,表示该位顾客选择的最美味的菜的美味值。
输入样例#1:
4 4 1 2 3 4 1 4 1 4 2 3 2 3 3 2 3 3 4 1 2 4
输出样例#1:
9 7 6 7
对于所有测试数据,1<=n<=2*10^5,0<=ai,bi,xi<10^5,1<=li<=ri<=n(1<=i<=m);1<=m<=10^5
参考资料:[BZOJ4571][SCOI2016]美味 – 租酥雨 – 博客园
异或相关信息用Trie树方便,区间无修查询用主席树方便。这里二选一,我们选择主席树。
那么主席树应该怎么做呢?我们依然按位贪心,让bi尽量跟(aj + xi)每一位都不同,假设枚举到代表2^i的一位,且假设ans是之前已经确定的位加起来的总和,那么其实当该位为1的时候,枚举更低的位数构成的集合是一个长为2^i的区间 [ans, ans + 2^i - 1] ,我们只需要在主席树上查这个区间内有没有数字就好了。
总复杂度是O(n \log^2 n)。
// Code by KSkun, 2018/5
#include <cstdio>
#include <cctype>
#include <algorithm>
typedef long long LL;
inline char fgc() {
static char buf[100000], *p1 = buf, *p2 = buf;
return p1 == p2 && (p2 = (p1 = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin), p1 == p2) ? EOF : *p1++;
}
inline LL readint() {
register LL res = 0, neg = 1;
register char c = fgc();
while(!isdigit(c)) {
if(c == '-') neg = -1;
c = fgc();
}
while(isdigit(c)) {
res = (res << 1) + (res << 3) + c - '0';
c = fgc();
}
return res * neg;
}
const int MAXN = 200005;
struct Node {
int lch, rch, val;
} tr[MAXN * 100];
int rt[MAXN], tot;
inline void insert(int &o, int l, int r, int x) {
tr[++tot] = tr[o]; o = tot;
tr[o].val++;
if(l == r) return;
int mid = (l + r) >> 1;
if(x <= mid) insert(tr[o].lch, l, mid, x);
else insert(tr[o].rch, mid + 1, r, x);
}
inline int query(int o1, int o2, int l, int r, int ll, int rr) {
if(l >= ll && r <= rr) return tr[o2].val - tr[o1].val;
int res = 0;
int mid = (l + r) >> 1;
if(ll <= mid) res += query(tr[o1].lch, tr[o2].lch, l, mid, ll, rr);
if(rr > mid) res += query(tr[o1].rch, tr[o2].rch, mid + 1, r, ll, rr);
return res;
}
int n, m, a[MAXN];
int main() {
n = readint(); m = readint();
for(int i = 1; i <= n; i++) {
a[i] = readint();
rt[i] = rt[i - 1];
insert(rt[i], 0, 100000, a[i]);
}
for(int i = 1, b, x, l, r; i <= m; i++) {
b = readint(); x = readint(); l = readint(); r = readint();
int ans = 0;
for(int i = 19; i >= 0; i--) {
int ql, qr, now;
if(b & (1 << i)) {
ql = ans; qr = ans + (1 << i) - 1; now = 0;
} else {
ql = ans + (1 << i); qr = ans + (1 << (i + 1)) - 1; now = 1;
}
if(!query(rt[l - 1], rt[r], 0, 100000,
std::max(0, ql - x), std::min(qr - x, 100000))) now ^= 1;
ans += now << i;
}
printf("%d\n", ans ^ b);
}
return 0;
}
题目地址:洛谷:【P2606】[ZJOI2010]排列计数 – 洛谷、BZOJ:Problem 2111. — [ZJOI2010]Perm 排列计数
称一个1,2,…,N的排列P1,P2…,Pn是Magic的,当且仅当2<=i<=N时,Pi>Pi/2. 计算1,2,…N的排列中有多少是Magic的,答案可能很大,只能输出模P以后的值
输入格式:
输入文件的第一行包含两个整数 n和p,含义如上所述。
输出格式:
输出文件中仅包含一个整数,表示计算1,2,⋯, ���的排列中, Magic排列的个数模 p的值。
输入样例#1:
20 23
输出样例#1:
16
100%的数据中,1 ≤N ≤ 10^6, P≤ 10^9,p是一个质数。
发现了一个奇特的性质,如果把这个数组看成是一棵二叉树,节点i对应的左右儿子分别是2i和2i+1,那么这个序列的二叉树是一个小根堆。
我们考虑一个分治的思想,对于一个数集建立完全二叉树的小根堆,一定是取最小元素当堆顶,然后将元素分成左右子树再进行计算,由于左右子树的大小一定比当前数集的大小小,可以使用动态规划来解决这个问题。我们从数集中选出左子树那么多元素还要乘上一个组合系数,即:
dp[i] = \mathrm{C}_{i-1}^l dp[l] dp[r]
由于我们不能O(n^2)地预处理组合数,必须使用Lucas定理来求。划分左右子树的时候,可以先检查左子树是否填满,满了就往右子树填。要判断左子树满没满,我们可以计算出最后一层有n - (2^{\lfloor \log n \rfloor} - 1)这么多节点,判断最后一层满一半没有即可。
// Code by KSkun, 2018/5
#include <cstdio>
#include <cctype>
#include <algorithm>
typedef long long LL;
inline char fgc() {
static char buf[100000], *p1 = buf, *p2 = buf;
return p1 == p2 && (p2 = (p1 = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin), p1 == p2) ? EOF : *p1++;
}
inline LL readint() {
register LL res = 0, neg = 1;
register char c = fgc();
while(!isdigit(c)) {
if(c == '-') neg = -1;
c = fgc();
}
while(isdigit(c)) {
res = (res << 1) + (res << 3) + c - '0';
c = fgc();
}
return res * neg;
}
const int MAXN = 1000005;
LL n, p, Log[MAXN], mul[MAXN], inv[MAXN], dp[MAXN];
inline void init() {
Log[2] = 1;
for(int i = 3; i < MAXN; i++) {
Log[i] = Log[i >> 1] + 1;
}
mul[0] = mul[1] = inv[0] = inv[1] = 1;
for(int i = 2; i < MAXN; i++) {
inv[i] = (-(p / i) * inv[p % i] % p + p) % p;
}
for(int i = 2; i < MAXN; i++) {
mul[i] = i * mul[i - 1] % p;
inv[i] = inv[i] * inv[i - 1] % p;
}
}
inline LL lucas(LL n, LL m) {
if(m > n) return 0;
if(n < p && m < p) return mul[n] * inv[n - m] % p * inv[m] % p;
return lucas(n / p, m / p) * lucas(n % p, m % p) % p;
}
int main() {
n = readint(); p = readint();
init();
dp[1] = dp[2] = 1 % p; dp[3] = 2 % p;
int l = 1, r = 1;
for(int i = 4; i <= n; i++) {
if(i - (1 << Log[i]) + 1 <= 1 << (Log[i] - 1)) l++; else r++;
dp[i] = lucas(i - 1, l) * dp[l] % p * dp[r] % p;
}
printf("%lld", dp[n]);
return 0;
}