• 蒲公英(分块)


    题面

    在乡下的小路旁种着许多蒲公英,而我们的问题正是与这些蒲公英有关。

    为了简化起见,我们把所有的蒲公英看成一个长度为 n 的序列a1,a2,…,an,其中ai为一个正整数,表示第 i 棵蒲公英的种类编号。

    而每次询问一个区间 [l,r] ,你需要回答区间里出现次数最多的是哪种蒲公英,如果有若干种蒲公英出现次数相同,则输出种类编号最小的那个。

    输入格式

    第一行两个整数n,m,表示有 n 株蒲公英,m 次询问。

    接下来一行 n 个空格隔开的整数ai,表示蒲公英的种类。

    再接下来 m 行每行两个整数l0,r0,我们令上次询问的结果为 x(如果这是第一次询问,则 x=0)。

    令l=(l0+x-1) mod n+1,r=(r0+x-1) mod n+1,如果l>r,则交换l,r。

    最终的询问区间为[l,r]。

    输出格式

    输出 m 行。

    每行一个整数,表示每次询问的结果。

    数据范围

    1≤n≤40000,
    1≤m≤50000,
    1≤ai≤109
    

    输入样例:

    6 3 
    1 2 3 2 1 2 
    1 5 
    3 6 
    1 5
    

    输出样例:

    1 
    2 
    1
    

    题解

    先离散化+预处理 O(nt + nlongn), t为总共的分块数, len为块的大小
    当 r - l + 1 >= len * 2 - 1, 则l-r内必有一个整块(包含边界)
    1.如果不想麻烦,可以对 r - l + 1 < len * 2 - 1 直接暴力,从 l 到到r,按书上二分方法去查找在l-r直接a[i]的个数,暴力找答案
    2.l为块左边界 (l % len == 1),r为右边界(r % len == 0 || r == n(最后不足一块)),预处理已经知道答案
    3.l为块左边界,找到r 所在块的左边界 rl,预处理知道答案 l-(lr - 1), 暴力rl - r
    3.r为块右边界, 同上
    4.分别找 rl 和 lr,预处理知道 (lr + 1) - (rl - 1)的答案,暴力l - rl、 rl - r即可

    大概复杂度为 O(nt + m *n * log n / t), 求导 t = (m * n * log(n))^ (1/3)

    #include <bits/stdc++.h>
    #define find(x) ((x - 1) / len + 1)
    #define wide(l,r) (r - l + 1)
    using namespace std;
    
    const int maxn = 4e4 + 5;
    const int maxt = 3130;
    
    int len, t, n, m, a[maxn], b[maxn], f[maxt][maxt], tax[maxn], x;
    vector<int> ve[maxn];
    
    void init()
    {
        t = (int)sqrt(n * log2(n));
        len = (n - 1) / t + 1;
        sort(b + 1, b + 1 + n);
        int tot = unique(b + 1, b + 1 + n) - b - 1;
        for (int i = 1; i <= n; ++ i)
        {
            a[i] = lower_bound(b + 1, b + tot + 1, a[i]) - b;
            ve[a[i]].push_back(i);
        }
        for (int i = 1; i <= t; ++ i, memset(tax, 0, sizeof tax))
        {
            int mid = (i - 1) * len + 1;
            for (int j = (i - 1) * len + 1; j <= n; ++ j)
            {
                ++ tax[a[j]];
                if (mid != a[j])
                {
                    if (tax[mid] < tax[a[j]]) mid = a[j];
                    else if (tax[mid] == tax[a[j]] && mid > a[j]) mid = a[j];
                }
                if (j % len == 0 || j == n) f[i][find(j)] = mid;
            }
        }
    }
    
    int get(int l, int r, int k)
    {
        int ll = lower_bound(ve[k].begin(), ve[k].end(), l) - ve[k].begin();
        if (ll == ve[k].size()) return 0;
        return upper_bound(ve[k].begin(), ve[k].end(), r) - ve[k].begin() - ll;
    }
    
    int work(int cnt, int l, int r, int ll, int rr)
    {
        for (int j = l, res; j <= r; ++ j)
        {
            if (x != a[j] || j == l)
            {
                res = get(ll, rr, a[j]);
                if (cnt < res) cnt = res, x = a[j];
                else if (cnt == res && x > a[j]) x = a[j];
            }
        }
        return cnt;
    }
    
    int main()
    {
        scanf("%d%d", &n, &m);
        for (int i = 1; i <= n; ++ i) scanf("%d", a + i), b[i] = a[i];
        init();
        for (int i = 1, l, r; i <= m; ++ i)
        {
            scanf("%d%d", &l, &r);
            l = (b[x] % n - 1 + l) % n + 1, r = (b[x] % n - 1 + r) % n + 1;
            if (l > r) swap(l, r);
            if (wide(l, r) < len << 1) work(0, l, r, l, r);
            else if (l % len == 1 && (r % len == 0 || r == n)) x = f[find(l)][find(r)];
            else if (l % len == 1)
            {
                int rl = (find(r) - 1) * len + 1;
                x = f[find(l)][find(r) - 1];
                work(get(l, r, x), rl, r, l, r);
            }
            else if (r % len == 0)
            {
                int lr = find(l) * len;
                x = f[find(l) + 1][find(r)];
                work(get(l, r, x), l, lr, l, r);
            }
            else
            {
                int lr = find(l) * len, rl = (find(r) - 1) * len + 1;
                x = f[find(l) + 1][find(r) - 1];
                work(work(get(l, r, x), l, lr, l, r), rl, r, l, r);
            }
            printf("%d
    ", b[x]);
        }
        return 0;
    }
    
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  • 原文地址:https://www.cnblogs.com/2aptx4869/p/12955761.html
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