[CSP-S2 2019]树的重心 题解
题目地址:ė …
May all the beauty be blessed.
题目地址:洛谷:【P4054】[JSOI2009]计数问题 – 洛谷、BZOJ:Problem 1452. — [JSOI2009]Count
一个n*m的方格,初始时每个格子有一个整数权值。接下来每次有2种操作:
输入格式:
第一行有两个数N,M。
接下来N行,每行M个数,第i+1行第j个数表示格子(i,j)的初始权值。
接下来输入一个整数Q。
之后Q行,每行描述一个操作。
操作1:“1 x y c”(不含双引号)。表示将格子(x,y)的权值改成c(1<=x<=n,1<=y<=m,1<=c<=100)。
操作2:“2 x1 x2 y1 y2 c”(不含双引号,x1<=x2,y1<=y2)。表示询问所有满足格子颜色为c,且x1<=x<=x2,y1<=y<=y2的格子(x,y)的个数。
输出格式:
对于每个操作2,按照在输入中出现的顺序,依次输出一行一个整数表示所求得的个数。
输入样例#1:
3 3 1 2 3 3 2 1 2 1 3 3 2 1 2 1 2 1 1 2 3 2 2 2 3 2 3 2
输出样例#1:
1 2
数据规模:
30%的数据,满足:n,m<=30,Q<=50000
100%的数据,满足:n,m<=300,Q<=200000
注意到权值的范围很小,对每个权值开一个二维树状数组即可。二维树状数组可以理解成树状数组套树状数组。
复杂度$O(n \log^2 n)$。
// Code by KSkun, 2018/7
#include <cstdio>
#include <cctype>
#include <cstring>
#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();
for(; !isdigit(c); c = fgc()) if(c == '-') neg = -1;
for(; isdigit(c); c = fgc()) res = (res << 1) + (res << 3) + c - '0';
return res * neg;
}
const int MAXN = 305;
int n, m, q, tr[105][MAXN][MAXN], a[MAXN][MAXN];
inline int lowbit(int x) {
return x & -x;
}
inline void add(int x, int y, int w, int v) {
for(int i = x; i <= n; i += lowbit(i)) {
for(int j = y; j <= m; j += lowbit(j)) {
tr[w][i][j] += v;
}
}
}
inline int query(int x, int y, int w) {
int res = 0;
for(int i = x; i; i -= lowbit(i)) {
for(int j = y; j; j -= lowbit(j)) {
res += tr[w][i][j];
}
}
return res;
}
int main() {
n = readint(); m = readint();
for(int i = 1; i <= n; i++) {
for(int j = 1; j <= m; j++) {
a[i][j] = readint();
add(i, j, a[i][j], 1);
}
}
q = readint();
while(q--) {
int op = readint();
if(op == 1) {
int x = readint(), y = readint(), c = readint();
add(x, y, a[x][y], -1);
a[x][y] = c;
add(x, y, a[x][y], 1);
} else {
int x1 = readint(), x2 = readint(), y1 = readint(), y2 = readint(), c = readint();
printf("%d\n", query(x2, y2, c) - query(x1 - 1, y2, c) - query(x2, y1 - 1, c) + query(x1 - 1, y1 - 1, c));
}
}
return 0;
}
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:【P3157】[CQOI2011]动态逆序对 – 洛谷、BZOJ:Problem 3295. — [Cqoi2011]动态逆序对
对于序列A,它的逆序对数定义为满足i<j,且Ai>Aj的数对(i,j)的个数。给1到n的一个排列,按照某种顺序依次删除m个元素,你的任务是在每次删除一个元素之前统计整个序列的逆序对数。
输入格式:
输入第一行包含两个整数n和m,即初始元素的个数和删除的元素个数。以下n行每行包含一个1到n之间的正整数,即初始排列。以下m行每行一个正整数,依次为每次删除的元素。
输出格式:
输出包含m行,依次为删除每个元素之前,逆序对的个数。
输入样例#1:
5 4 1 5 3 4 2 5 1 4 2
输出样例#1:
5 2 2 1
N<=100000 M<=50000
考虑倒着插回去,插一个计算一次答案。关键在于,如果我们直接用主席树写这个,插回去的复杂度是O(n \log n)的,因为要对插入位置及以后的每个点更新信息。我们套一个BIT上去,令BIT的每个节点的权值线段树维护该节点覆盖范围内的数值分布情况。这样,每次插入在BIT上影响到的点是O(\log n)级别的,也就是说,总复杂度降为了O(\log^2 n)。
由于我们不可能真的每个点开一棵线段树,空间O(n^2)不可接受,就需要用到动态开点和垃圾回收的手段来优化空间使用。优化后的空间是O(n \log^2 n)的。
还没学。
// Code by KSkun, 2018/5
#include <cstdio>
#include <cctype>
#include <cstring>
#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 = 100005;
int n, m;
struct Node {
int lch, rch, cnt;
} tr[MAXN * 90];
int rt[MAXN], tot;
int sta[MAXN * 90], stop;
inline void delnode(int p) {
if(!p) return;
sta[stop++] = p;
}
inline int newnode() {
if(!stop) return ++tot;
int p = sta[--stop];
memset(tr + p, 0, sizeof(Node));
return p;
}
inline void insert(int &o, int l, int r, int x) {
int p = newnode(); tr[p] = tr[o]; delnode(o); o = p;
tr[p].cnt++;
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 querylar(int o, int l, int r, int x) {
if(l == r) return 0;
int mid = (l + r) >> 1;
if(x <= mid) return tr[tr[o].rch].cnt + querylar(tr[o].lch, l, mid, x);
else return querylar(tr[o].rch, mid + 1, r, x);
}
inline int querysma(int o, int l, int r, int x) {
if(l == r) return 0;
int mid = (l + r) >> 1;
if(x <= mid) return querysma(tr[o].lch, l, mid, x);
else return tr[tr[o].lch].cnt + querysma(tr[o].rch, mid + 1, r, x);
}
inline int lowbit(int x) {
return x & -x;
}
inline void add(int x, int v) {
for(int i = x; i <= n; i += lowbit(i)) {
insert(rt[i], 1, n, v);
}
}
inline int query(int x, int v) {
int res = 0;
for(int i = x; i; i -= lowbit(i)) res += querylar(rt[i], 1, n, v);
for(int i = n; i; i -= lowbit(i)) res += querysma(rt[i], 1, n, v);
for(int i = x; i; i -= lowbit(i)) res -= querysma(rt[i], 1, n, v);
return res;
}
int a[MAXN], del[MAXN], idx[MAXN];
LL anss[MAXN];
bool isdel[MAXN];
int main() {
n = readint(); m = readint();
for(int i = 1; i <= n; i++) {
a[i] = readint();
idx[a[i]] = i;
}
for(int i = m; i; i--) {
del[i] = readint();
isdel[del[i]] = true;
}
LL ans = 0;
for(int i = 1; i <= n; i++) {
if(!isdel[a[i]]) {
add(i, a[i]);
ans += query(i, a[i]);
}
}
for(int i = 1; i <= m; i++) {
add(idx[del[i]], del[i]);
ans += query(idx[del[i]], del[i]);
anss[m - i + 1] = ans;
}
for(int i = 1; i <= m; i++) {
printf("%lld\n", anss[i]);
}
return 0;
}