P2611 [ZJOI2012]小蓝的好友
题目描述
终于到达了这次选拔赛的最后一题，想必你已经厌倦了小蓝和小白的故事，为了回馈各位比赛选手，此题的主角是贯穿这次比赛的关键人物——小蓝的好友。
在帮小蓝确定了旅游路线后，小蓝的好友也不会浪费这个难得的暑假。与小蓝不同，小蓝的好友并不想将时间花在旅游上，而是盯上了最近发行的即时战略游戏——SangoCraft。但在前往通关之路的道路上，一个小游戏挡住了小蓝的好友的步伐。
“国家的战争其本质是抢夺资源的战争”是整款游戏的核心理念，这个小游戏也不例外。简单来说，用户需要在给定的长方形土地上选出一块子矩形，而系统随机生成了N个资源点，位于用户所选的长方形土地上的资源点越多，给予用户的奖励也越多。悲剧的是，小蓝的好友虽然拥有着极其优秀的能力，但同时也有着极差的RP，小蓝的好友所选的区域总是没有一个资源点。
终于有一天，小蓝的好友决定投诉这款游戏的制造厂商，为了搜集证据，小蓝的好友想算出至少包含一个资源点的区域的数量。作为小蓝的好友，这自然是你分内之事。
输入输出格式
输入格式：
每个输入文件中仅包含一个测试数据。
第一行包含由两个空格隔开的正整数(R),(C),(N)，表示游戏在一块([1,R] imes [1,C])的地图上生成了(N)个资源点。
接下来有(N)行，每行包含两个整数 (x,y)，表示这个资源点的坐标
((1 le x le r,1 le y le C))
输出格式：
输出文件应仅包含一个整数，表示至少包含一个资源点的区域的数量。
具体的说，设(N)个资源点的坐标为((i=1..n)),你需要计算有多少个四元组((L_B,D_B,R_B,U_B))满足(1<=L_B<=R_B<=R,1<=D_B<=U_B<=C)，且存在一个(i)使得 (L_B<=x_i<=R_B,D_B<=y_i<=U_B)均成立。
说明
对于(20\%)的数据，(N<=50)。
对于(40\%)的数据，(N<=2000)。
对于(100\%)的数据，(R,C<=40000,N<=100000)，资源点的位置两两不同，且位置为随机生成。
我们首先弄清楚我们咋统计的
先把矩形蓝白出来
然后我们对矩形固定一个下边界，设为(down)
然后我们枚举所取矩形的左边界与右边界
如何不重不漏的把所有可行上边界统计呢？
比方说，黑线是矩形下边界，左右边界现在是任意枚举的，那么红色箭头范围内就是上边界可取的集合了
我们发现，上边界的最下取值点与最低的那个点相连
那么我们可以枚举每个左右边界，然后找到最低的那个点，我们就得到了一个优秀的(O(N^4))的解法辣
注：这里把矩形规模称作(N)，把点的个数称作(K)
取最低点的优化很容易搞成(O(N^3))的，然而这样布星。
我们像CDQ分治那样进行统计
具体的，对每一个固定的下边界，每一列都有唯一确定的最低的点
我们以第(x)列的(x)为二叉排序树的关键字，以那个最低的点的行数(y)为大根堆的关键字，建立一颗(treap)
在统计每一个固定的下边界时，每个点的贡献都是 (左儿子大小+1)( imes) (右儿子大小+1) ( imes) 堆的关键字
表示，左边区间可取集合，右边区间可取集合和上边界可取集合
当然堆值可能会变，我们需要在改变的时候进行调整
这时候一个很显然的(O(N^2))做法就有了
我们改完一行去遍历整棵树就可以了。
至于修改的复杂度，因为数据随机，可以看做是(O(KlogN))的
如果我们对每个点维护它及它儿子的贡献，每次改的时候就只需要查询根节点就行辣
复杂度：(O(KlogN))(数据随机)
Code:
#include <cstdio>
#include <algorithm>
#define ls ch[now][0]
#define rs ch[now][1]
#define fa par[now]
#define ll long long
const int N=1e5+10;
const int M=4e4+10;
int n,m,k;
std::pair <int,int > dx[N];
ll sum[M],dat[M],siz[M],ans;int ch[M][2],par[M],root;
int build(int l,int r)
{
if(l>r) return 0;
if(l==r) {siz[l]=1;return l;}
int now=l+r>>1;
ls=build(l,now-1);
if(ls) par[ls]=now;
rs=build(now+1,r);
if(rs) par[rs]=now;
siz[now]=siz[ls]+siz[rs]+1;
return now;
}
void updata(int now)
{
sum[now]=dat[now]*(siz[ls]+1ll)*(siz[rs]+1ll)+sum[ls]+sum[rs];
siz[now]=siz[ls]+siz[rs]+1;
}
int identity(int now){return ch[fa][1]==now;}
void connect(int f,int now,int typ){fa=f;ch[f][typ]=now;}
void Rotate(int now)
{
int p=fa,typ=identity(now);
if(p==root) root=now;
connect(p,ch[now][typ^1],typ);
connect(par[p],now,identity(p));
connect(now,p,typ^1);
updata(p),updata(now);
}
int main()
{
scanf("%d%d%d",&n,&m,&k);
root=build(1,m);
for(int i=1;i<=k;i++)
scanf("%d%d",&dx[i].first,&dx[i].second);
std::sort(dx+1,dx+1+k);
int las=1;dat[0]=n+1;
for(int i=1;i<=k;i++)
{
while(las!=dx[i].first)
ans+=sum[root],++las;
int now=dx[i].second;
dat[now]=dx[i].first;
while(dat[fa]<dat[now])
Rotate(now);
while(now) updata(now),now=fa;
}
while(las<=n)
ans+=sum[root],++las;
printf("%lld
",ans);
return 0;
}
2018.8.26