• 【原创】RMQ


    ST算法:


          ID数组下标: 1   2   3   4   5   6   7   8   9
          ID数组元素: 5   7   3   1   4   8   2   9   8       

    1ST算法作用:

      主要应用于求区间最值上,可以把所需要求的区间极大的压缩,并且查询的复杂度为O(1)。比如我们要求一段区间上的最大值,就算是用DP的思想去做,用DP[i][j]表示从i到j区间的最大值,如果需要保存数据元素N比较多的时候,比如N=10000的时候,你开个二维数组肯定超内存,如果你用线段树做的,或许能行得通,不过如果N在更大的时候N=100000,估计线段树每次查询的复杂度为O(log n),询问比较多的时候也容易卡掉。这时候ST算法就派上用场啦~

    2、ST算法的主要保存形式是F[i][k]:

      表示的是从n点为起点,长度为2^k的区间最值等价于ID[i][i+2^k-1]的区间大小,当k越大的时候,所代表的区间也越大。需要注意的一点是,区间长度都是2^k去表示的!!!

    3、F[i][k]的预处理:

      同样在区间最值求解上,用动态规划的思想去求的每一区间F[i][k]的最值。
      当k=0的时候,区间则表示的变成一个点,也就是i位置上的值。所以DP的初始值也就是F[i][0]=ID[i]。
      然后,动态规划最重要的就算状态转移方程了,以最大值为例子,也就是

    F[i][j]=max(F[i][j-1],F[i+2^(j-1)][j-1]);


      说下这个状态转移方程的由来,我们每次求的是F[i][j],也就是ID[]数组所表示的区间[i,i+2^j-1]:

    F[i][j]=>ID[i~i+2^j-1]: 

    [i.........................................................................................................................i+2^j-1]

     

      把这个区间二等分,也就是[i,i+2^j-1]=[i,i+2^(j-1)-1]+[i+2^(j-1),i+2^j-1],也就是F[i][j]是由F[i][j-1]和F[i+2^(j-1)][j-1]组成的,这很容易理解,也就是说,每次从二分的子区间中取最值赋值给当前的区间。从而把所有的区间的最值就这样保存下来、

    二等分=>[i,i+2^j-1]=[i,i+2^(j-1)-1]+[i+2^(j-1),i+2^j-1]=>F[i][j-1]和F[i+2^(j-1)][j-1]

    [i.........................................................................................................................i+2^j-1]

    ||

    [i............................................i+2^(j-1)-1][i+2^(j-1) .....................................i+2^j-1]

     

    4、求解区间[a,b]的最值

      然而,我们需要求的是区间[a,b],并不是这样[i,2^k],这样的区间,求这个F[i][k]表示区间有什么用呢?当然是有用的啦。我们把区间[a,b]转换一下,不就可以了吗、
      我们可以知道区间[a,b]的区间长度为b-a+1,如果你想把区间长度转换成两个2^k,然后求解两个区间的最值,你就想错了,那是不可能的,除非你能够证明任意数N=2^k+2^k,k存在整数解,然后这很明显是错误的,比如N=11就无整数解了的。ST算法的查询只有O(1),他是通过求解区间长度最大的2^k的值,也就是找出一个k,使得2^k<=b-a+1,然后通过比较区间[a,a+2^k-1][b-2^k+1,b]取最值实现的,这里的a+2^k-1并不一定会等于b-2^k+1,而且一般情况下都是大于的情况、
            [a...................................................................b]
            [a....................... (a+2^k-1)]
                        [(b-2^k+1)....................b]
    求解这两个区间的最值也就是求解区间[a,b]最值了的。
    首先我们要先求出K,计算方法就是:
               2^k=b-a+1 
               =>k=log2(b-a+1) 

            =>k=lg(b-a+1) /lg(2)

            =>k=(int)(log(b-a+1.0)/log(2.0));

    (PS:C中的lg的计算是用log表示Orz,Orz,Orz........)

    5,一些证明:

      求解出的k表示的是长度b-a+1表示成2的N次方,最大能够表示的N,一定会使得:2^k<=b-a+1.

    证明:2^k>=(b-a+1)/2。            

      假设求的的k是最大的次方,如果2^k小于区间长度(b-a+1)的一半,

      则说明区间(b-a+1)的长度大于2个2^k,2^k+2^k=2^(k+1),

      也就是说这段区间(b-a+1)中还存在n=k+1使得2^n > 2^k,与假设不符,

      所以,2^k>=(b-a+1)/2恒成立、

    代码:(2015.8.14)

     1 #include <iostream>
     2 #include <stdio.h>
     3 #include <math.h>
     4 #define max(a,b) (a)>(b)?(a):(b)
     5 #define min(a,b) (a)<(b)?(a):(b)
     6 #define MAX 100010
     7 using namespace std;
     8 int maxsum[MAX][20];
     9 int minsum[MAX][20];
    10 int Num[MAX];
    11 void Cread_ST(int N) //预处理->O(nlogn)
    12 {
    13     for(int i=1;i<=N;i++)maxsum[i][0]=minsum[i][0]=Num[i];
    14     int Len=(int)(log(N)/log(2.0));
    15     for(int j = 1; j <=Len; j++){
    16         for(int i = 1;i+(1<<j)-1<= N; i++){
    17             int TMD=i+(1<<(j-1));
    18             maxsum[i][j]=max(maxsum[i][j-1],maxsum[TMD][j-1]);
    19             minsum[i][j]=min(minsum[i][j-1],minsum[TMD][j-1]);
    20         }
    21     }
    22 }
    23 int RMQ(int l,int r)
    24 {
    25     int k,TMD,Max,Min;
    26     k=(int)(log(r-l+1.0)/log(2.0));
    27     TMD=r-(1<<k)+1;
    28     Max=max(maxsum[l][k],maxsum[TMD][k]);
    29     Min=min(minsum[l][k],minsum[TMD][k]);
    30     return Max-Min;
    31 }
    32 int main()
    33 {
    34     int N,i,Q,a,b,k,Max,Min;
    35     while( scanf("%d%d",&N,&Q)!=EOF)
    36     {
    37         for(i=1;i<=N;i++)
    38             scanf("%d",&Num[i]);
    39         Cread_ST(N);
    40         while(Q--)
    41         {
    42             scanf("%d %d",&a,&b);
    43             printf("%d
    ",RMQ(a,b));
    44         }
    45     }
    46     return 0;
    47 }
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    **************************************
    * 作者: Wurq 
    * 博客: http://www.cppblog.com/wurq/ 
    * 日期: 2017/8/16 
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  • 原文地址:https://www.cnblogs.com/Wurq/p/4730614.html
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