[NOIP2018模拟赛10.22]咕咕报告

闲扯

这是篇咕咕了的博客

考场上码完暴力后不知道干什么,然后忽然发现这个T1好像有点像一道雅礼集训时讲过的CF题目 Rest In Shades ,当时那道题还想了挺久不过思路比较妙,于是我就也(yy)出了一个二分+前缀和的做法

首先这道题求点双之后每个点就是原来一个环,我们在求点双时记录出每个点双的最小mi和最大标号mx,那么越过[mi,mx]这段区间就是违法的(区间[a,b]越过,即覆盖是指(a<=mi,b>=mx)),于是我们对于可以对于每段这种区间记录之前有多少个合法的

最后二分+前缀和搞一搞就好了,但是发现计算之前有多少多少个合法的似乎很难搞...

T1 graph

我们还是点双缩点求出违法区间,同时对于每个坐标求出个(rb[i]),表示以(i)为左端点,合法区间右端点最远到哪里,怎么求这个?

不知道可不可以log地去做,想了想好像没想到什么好办法.但是这个(rb[i])有个性质就是满足单调的,左边数字的(rb)显然不可能大于右边数字的(rb)

于是我们可以线性地扫一遍得到(rb[i]),对于一个非法区间([l,r])如果左端点在(l)的左边(包括l)我们是不可能覆盖到(r),我们为了处理方便将其转化成([l,r-1])这样的区间.发现rb值可能会是下图中的情况

一开始我们需要将所有(rb[i])置为(n),然后从右往左扫(因为我们的rb值是要取min的,从左往右扫是错误的,可以手动模拟下)得到所有rb值

这样的话对于一个询问([l,r])。根据单调性,我们可以二分找到一个最小的点(x)使得(rb[x]>=r),同时用前缀和记录(l)到(i)的答案

注意这里的前缀和是指(i)到(rb[i])这个合法区间内,(i)能产生的合法数对贡献之和,我们可以在求(rb[i])的过程中求出

所以由于([l,x-1])中的(rb[i])都小于(r)所以是可以直接前缀和计算的,而(x)到(r)这部分都是合法区间直接暴力算就好了

话说这道题求环要么DFS要么用点双,一开始SB地用了边双...因为边双中可能会包含多个环,这样的话小区间就算不到了

然而不知道怎么回事卡死在80分...不知道哪错了

/*
  code by RyeCatcher
*/
const int maxn=600005;
const int inf=0x7fffffff;
int rb[maxn],fa[maxn],dep[maxn];
bool vis[maxn];
int a[maxn];
ll ans[maxn];
struct Edge{
	int ne,to;
}edge[maxn<<1];
int h[maxn],num_edge=1;
int n,m,q;
inline void add_edge(int f,int to){
	edge[++num_edge].ne=h[f];
	edge[num_edge].to=to;
	h[f]=num_edge;
}
int dfn[maxn],low[maxn],st[maxn],tot=0,top=0;
void tarjan(int now,int fa){
	int v;
	st[++top]=now;
	dfn[now]=low[now]=++tot;
	for(ri i=h[now];i;i=edge[i].ne){
		v=edge[i].to;
		if(v==fa)continue;
		if(!dfn[v]){
			tarjan(v,now);
			low[now]=min(low[now],low[v]);
			if(low[v]>=dfn[now]){
				int x=st[top],c=0,mi=inf,mx=-inf;
				do{
					c++;
					x=st[top];
					//printf("--%d ",x);
					mi=min(mi,x);
					mx=max(mx,x);
					top--;	
				}while(x!=v);
				//printf("%d **%d
",now,c+1);
				c++,mi=min(mi,now),mx=max(mx,now);
				if(c>2)rb[mi]=mx-1;
			}
		}
		else low[now]=min(low[now],dfn[v]);
	}
	return ;
}
int main(){
	int x,y;
	freopen("graph7.in","r",stdin);
	freopen("graph7.ans","w",stdout);
	//FO(graph);
	read(n),read(m);
	for(ri i=1;i<=m;i++){
		read(x),read(y);
		add_edge(x,y);
		add_edge(y,x);
		rb[i]=n;
	}
	for(ri i=m+1;i<=n;i++)rb[i]=n;
	dep[1]=1,fa[1]=0;
	for(ri i=1;i<=n;i++)if(!dfn[i])tarjan(i,0);
	//for(ri i=1;i<=n;i++)printf("--%d %d--
",i,rb[i]);
	ans[n]=1,rb[n]=n;
	for(ri i=n-1;i>=1;i--){
		rb[i]=min(rb[i+1],rb[i]);
		ans[i]=ans[i+1]+(rb[i]-i+1);
	}
	read(q);
	int l,r,t,mid,L,R;
	//for(ri i=1;i<=n;i++)printf("%d %d %d
",i,rb[i],ans[i]);
	while(q--){
		read(L),read(R);
		l=L,r=R;
		while(l<=r){
			mid=(l+r)>>1;
			if(rb[mid]<R)l=mid+1;
			else t=mid,r=mid-1;
		}
		//printf("%d %d %d--
",L,R,t);
		//printf("%d
",t);
		printf("%llu
",(ans[L]-ans[t]+1ll*(R-t+2)*1ll*(R-t+1)/2));
	}
	return 0;
}

T2 kite

• 前置技能点

  • nlogn 二分求LIS

  • 动态维护RMQ

毒瘤题,考场上直接弃疗了

终于看大佬的博客看懂了:https://blog.csdn.net/zearot/article/details/50857353

简单来说将(h[id])修改为(dta)后序列的LIS的长度分两种情况考虑:

Case#1

修改后a[id]所在的LIS的长度

Case#2

修改后a[id]不在的LIS中

Case#2.1

原序列的(LIS)中必须经过原来的(a[id]),那么此时为原来LIS长度-1

Case#2.2

原序列的(LIS)可以不经过原来的(a[id]),那么此时为原LIS长度

我们将的答案就是(max(ans_{case1},ans_{case2}))

处理Case#1

考虑怎么离线求修改后的(a[id])所在LIS长度,个人感觉还是比较妙的

我们在nlogn二分求LIS的时候正过来求一遍LIS，反过来求一遍最长下降子序列就可以得到(fr[i],fl[i])分别表示以(i)结尾/开头的LIS长度

发现(a[id])修改为dta过后的(LIS)长度即为(max(fr[i])_{i<id , h[i]<dta}+max(fl[j])_{i>id , h[i]>dta})

这是个有两个约束条件(下标和h值)的max,处理方法第一次接触:

对于处理左边的(max),我们从左往右加数,使得下标满足条件,同时线段树中我们将(h[i])值作为下标(所以需要离散化),储存fr[i]

这样的话你在区间([1,h[id]-1])查询最大值就可以了,大佬都是用树状数组,我只会SB线段树

右边情况类似

处理Case#2

主要一条性质:如果LIS中某数排名为(x),那么在所有LIS中它的排名都是(x)

有了这个性质就比较好判断原来LIS是否必须需要某数

代码

/*
  code by RyeCatcher
*/
#include <cstdio>
#include <cstdlib>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <cctype>
#include <utility>
#include <queue>
#include <vector>
#include <ext/pb_ds/hash_policy.hpp>
#include <ext/pb_ds/assoc_container.hpp>
#include <iostream>
#define DEBUG freopen("dat.in","r",stdin);freopen("wa.out","w",stdout);
#define FO(x) {freopen(#x".in","r",stdin);freopen(#x".out","w",stdout);}
#define ri register int
#define ll long long
#define ull unsigned long long
#define SIZE 1<<22
using std::min;
using std::max;
using std::lower_bound;
using std::queue;
using std::vector;
using std::pair;
using namespace __gnu_pbds;
inline char gc(){
    static char buf[SIZE],*p1=buf,*p2=buf;
    return p1==p2&&(p2=(p1=buf)+fread(buf,1,SIZE,stdin),p1==p2)?EOF:*p1++;
}
template <class T>inline void read(T &x){
    x=0;int ne=0;char c;
    while((c=gc())>'9'||c<'0')ne=c=='-';x=c-48;
    while((c=gc())>='0'&&c<='9')x=(x<<3)+(x<<1)+c-48;x=ne?-x:x;return ;
}
const int maxn=600005;
const int inf=0x7fffffff;
int fl[maxn],fr[maxn],len=0,a[maxn];
int n,m,h[maxn],k;
inline void dp(){
	int x;
	len=0,a[0]=-inf;
	for(ri i=1;i<=n;i++){
		if(h[i]>a[len])fr[i]=++len,a[len]=h[i];
		else{
			x=lower_bound(a+1,a+1+len,h[i])-a;
			a[x]=h[i];
			fr[i]=x;
		}
	}
	k=len;
	len=0,a[0]=-inf;
	for(ri i=n;i>=1;i--){
		if(h[i]<-a[len])fl[i]=++len,a[len]=-h[i];
		else{
			x=lower_bound(a+1,a+1+len,-h[i])-a;
			a[x]=-h[i];
			fl[i]=x;
		}
	}
	return ;
}
#define pii pair<int,int>
#define fst first 
#define scd second
cc_hash_table <int,int> g;
int fafa[maxn<<5];
int cnt=0;
inline void discreate(){
	int x,y,tot=0;
	std::sort(fafa+1,fafa+1+cnt);
	cnt=std::unique(fafa+1,fafa+1+cnt)-(fafa+1);
	//printf("%d
",cnt);
	for(ri i=1;i<=cnt;i++){
		x=fafa[i];
		if(!g[x]){
			g[x]=++tot;
			//f[tot]=g[x];
		}
	}
	return ;
}
pii qry[maxn];
vector <int> qwq[maxn];
int pos[maxn],pcnt[maxn];
int L,R,dta,t,ans=0;
struct Segment_Tree{
	int mx[maxn<<3];
	void update(int now,int l,int r){
		if(l==r){
			mx[now]=dta;
			return ;
		}
		int mid=(l+r)>>1;
		if(t<=mid)update(now<<1,l,mid);
		else update(now<<1|1,mid+1,r);
		mx[now]=max(mx[now<<1],mx[now<<1|1]);
		return ;
	}
	void query(int now,int l,int r){
		if(L<=l&&r<=R){
			ans=max(ans,mx[now]);
			return ;
		}
		int mid=(l+r)>>1;
		if(L<=mid)query(now<<1,l,mid);
		if(mid<R)query(now<<1|1,mid+1,r);
		return ;
	}
}T1,T2;
int lol[maxn],ror[maxn];
inline void solve(){
	int id,x,y;
	for(ri i=1;i<=n;i++){
		for(ri j=0;j<qwq[i].size();j++){
			id=qwq[i][j];
			L=1,R=g[qry[id].scd]-1;
			ans=0;
			if(L<=R)T1.query(1,1,cnt);
			lol[id]=ans;
		}
		t=g[h[i]],dta=fr[i];
		T1.update(1,1,cnt);
	}
	for(ri i=n;i>=1;i--){
		for(ri j=0;j<qwq[i].size();j++){
			id=qwq[i][j];
			L=g[qry[id].scd]+1,R=cnt;
			ans=0;
			if(L<=R)T2.query(1,1,cnt);
			ror[id]=ans;
			//printf("%d %d %d %d %d %d
",i,ror[id],qry[id].scd,cnt,L,R);
		}
		t=g[h[i]],dta=fl[i];
		T2.update(1,1,cnt);
	}
	return ;
}
int main(){
	int x,y;
	//FO(kite);
	freopen("kite5.in","r",stdin);
	freopen("kite5.ans","w",stdout);
	read(n),read(m);
	for(ri i=1;i<=n;i++){
		read(h[i]);
		fafa[++cnt]=h[i];
	}
	dp();
	for(ri i=1;i<=n;i++){
		if(fl[i]+fr[i]==k+1){
			if(!pcnt[fr[i]])pos[i]=fr[i],pcnt[fr[i]]++;
			else pcnt[fr[i]]++;
		}
	}
	//for(ri i=1;i<=n;i++)printf("%d %d %d %d %d
",k,i,h[i],fl[i],fr[i]);
	for(ri i=1;i<=m;i++){
		read(qry[i].fst),read(qry[i].scd);
		qwq[qry[i].fst].push_back(i);
		fafa[++cnt]=qry[i].scd;
	}
	discreate();
	solve();
	for(ri i=1;i<=m;i++){
		y=qry[i].fst;
		if(h[y]==qry[i].scd){
			printf("%d
",k);
			continue;
		}
		if(pos[y]){
			if(pcnt[pos[y]]==1)x=k-1;
			else x=k;
		}
		else x=k;
		//printf("--%d %d--
",lol[i],ror[i]);
		printf("%d
",max(lol[i]+ror[i]+1,x));
	}
	return 0;
}