天神下凡

https://zybuluo.com/ysner/note/1176892

题面

给出(n)个圆心同在(x)轴上的圆，问圆的轮廓将平面分为几块？（保证圆互不相交）

• (nleq3*10^5)
• (rleq10^9,xleq10^9)

解析

经过观察，可以发现，如果一个圆的直径被其它小圆的直径完全覆盖，就会产生额外一贡献。
因为圆在一条直线上，我们只用关心其在直线上的一部分，即可以用直径代替一个圆。
一条直线再次被覆盖？能想到什么？
线段树？栈？

(method 1) 并查集

据说这是我的原创方法？
在手玩样例时，我发现，每次产生贡献的前一步都是把已联通（通过圆相切的方式）的两个点作为一个圆直径的两端点。
如何判断两点是否联通？
每覆盖一条直线，两端点就连通了，此时两端点中间的点就没用了，直接把两端点纳入同一并查集即可。
当然，两端点联通有一种方式叫在同一圆直径的两端，即存在同圆，这会影响答案，要排序除掉。
由于半径范围（即直径两端点范围）过大，要用(map)。
于是复杂度达到了(O(nlog^2n))，但时间比为(1.16s/3s)，不虚。（并查集+(map)）
可以通过离散化达到(O(nlogn))

#include<iostream>
#include<cmath>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#include<cstdlib>
#include<algorithm>
#include<map>
#define ll long long
#define re register
#define il inline
#define fp(i,a,b) for(re int i=a;i<=b;i++)
#define fq(i,a,b) for(re int i=a;i>=b;i--)
using namespace std;
const int N=3e5+100;
int n,tot;
struct node
{
  ll l,r;
  bool operator < (const node &o) const {return (l<o.l)||(l==o.l&&r<o.r);}
}a[N],b[N];
ll f[N],ans=1;
map<ll,int>vis;
il int find(re int x){return x==f[x]?x:f[x]=find(f[x]);}
int main()
{
  freopen("god.in","r",stdin);
  freopen("god.out","w",stdout);
  n=gi();
  fp(i,1,n) f[i]=i;
  fp(i,1,n)
    {
      re ll x=gi(),r=gi();
      a[i].l=x-r,a[i].r=x+r;
    }
  sort(a+1,a+1+n);b[++tot]=a[1];
  fp(i,2,n)
    if(a[i-1]<a[i]) b[++tot]=a[i];
  fp(i,1,tot)
    {
      re int tag=0;
      re int u1=i,v1=vis[a[i].l],fu1=find(u1),fv1=find(v1);
      re int u2=i,v2=vis[a[i].r],fu2=find(u2),fv2=find(v2);
      if(v1&&v2&&fv1==fv2) ++ans;
      if(v1) f[fu1]=fv1;
      if(v2) f[fu2]=fv2;
      vis[a[i].l]=vis[a[i].r]=i;
	++ans;
    }
  printf("%lld
",ans);
  fclose(stdin);
  fclose(stdout);
  return 0;
}

(method 2) 栈

把圆以左端点为第一关键字(从小到大），右端点为第二关键字(从大到小)排序。
想象一个圆，其中直径被若干个小圆覆盖。（这好像是产生贡献的唯一方式）
如果新加入一个小圆，与原有一个大圆内切于左端点，那么大圆就可能有贡献，入栈。
然后产生贡献的要求是覆盖不断且右端点相切。
即如果新圆左端点大于栈顶圆右端点，就说明栈顶圆无贡献，弹出。
如果新圆右端点同栈顶圆右端点，产生贡献，弹出栈顶。
本来时间复杂度(O(nlogn))（(sort))
然而因为数据是按圆心从小到大给出，所以复杂度可达(O(n))。
时间比(0.18s/3s)。比不得。。。

n=read();
	for(rg int i=1,x,r;i<=n;i++)
	{
		x=read();
		r=read();
		c[i]=(circle){x-r,x+r};
	}
	sort(c+1,c+n+1,cmp);
	Ans=2;
	for(rg int i=2;i<=n;i++)
	{
		if(c[i].l==c[i-1].l&&c[i].r==c[i-1].r)continue;
		Ans++;
		if(c[i].l==c[i-1].l&&c[i].r<c[i-1].r)
			st[++top]=c[i-1];
		if(c[i].l>c[i-1].r)
			if(top)top--;
		if(c[i].r==st[top].r)Ans++,top--;
	}
	printf("%d
",Ans);

(method 3) 线段树

从小往大加“直径边”，用线段树维护该段是否被完全覆盖过，如是则产生贡献。