Ynoi
P4688 [Ynoi2016] 掉进兔子洞
序列，静态，求三个区间的可重集的交的大小，离线，\(n,Q\le 10^5\)，3s，500MB
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缺乏性质 $\rightarrow$ `bitset`静态区间 \(\rightarrow\) 莫队化为单点改
bitset 支持取交，\(x\) 重复 \(cnt_x\) 次即可，空间 \(O(n^2/w)\)，时间 \(O(n\sqrt n+{n^2\over w})\)，分三次处理减小空间常数
P4690 [Ynoi2016] 镜中的昆虫
序列，区间赋值，区间数颜色，离线，\(n,Q\le 10^5\)，1s，64MB
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数颜色 \(\rightarrow\) 维护 pre
珂朵莉树 \(\rightarrow\) pre 只改变 \(O(Q)\) 次
转化：单点改 pre，查询 \([l,r]\) 内 pre 小于 \(l\) 的数量
- 树套树，在线，空间 \(O(n\log n)\)，时间 \(O(n\log^2 n)\)，过不去
- CDQ，离线，空间 \(O(n)\)，时间 \(O(n\log^2 n)\)，正解
P5064 [Ynoi2014] 等这场战争结束之后
图，动态加边，回退到某历史版本，查询某个连通块中权值第 \(k\) 小，离线。\(n,Q\le 10^5\)，500ms，20MB
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回退历史版本 & 可离线 $\rightarrow$ dfs 操作树转为撤销第 \(k\) 小 & 可合并 \(\rightarrow\) 值域分块 或 bitset
-
值域分块
值域每 \(B\) 个分成一块，按块离线，记录每个连通块点数。
- 合并、撤销连通块：暴力 \(O({n^2\over B}\log n)\)，注意到并查集操作对每个值域块相同，预处理可 \(O(n^2/B)\)。
- 查询连通块第 \(k\) 小：
- 枚举值域内每个数判断，\(O(nB\log n)\)。
- 每个并查集开桶，\(O(nB)\)，空间 \(O(nB)\)，\(B\) 需要开很小。
- 使用链表维护，可以是有序链表归并（难写）或每次把链表所有数拿出来
nth_element，\(O(nB)\)。
总时间复杂度 \(O(n\sqrt{n\log n})\) 或 \(O(n\sqrt{n})\)，空间线性。
-
bitset压位查询
bitset可直接 \(O(n/w)\)。不能开 \(n\) 个
bitset\(\rightarrow\) 对于点数小于 \(n/w\) 的连通块用链表维护，同时至多存在 \(w\) 个bitset，空间线性。链表查询，合并同上。链表并入
bitset可启发式暴力。总时间复杂度 \(O(n^2/w)\)，空间线性。
P5354 [Ynoi2017] 由乃的 OJ
树，每个点的效果为 \(\operatorname{and}/\operatorname{or}/\operatorname{xor}\) 一个数，单点改，询问 \([0,z]\) 中所有数经过路径操作得到的最大值，无需离线。\(n,Q\le 10^5\)，值域 \(2^{64}\)，250ms，128MB。
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二进制操作 $\rightarrow$ 拆位二进制复合 \(\rightarrow\) 压位处理复合矩阵，同时处理 \(k\) 位的复合，\(O(k)\rightarrow O(1)\)
总时间复杂度 \(O(n\log^2n+nk)\)
P6109 [Ynoi2009] rprmq1
二维平面，先修改后查询，矩形加，矩形求 \(\max\)。\(n\le 5\times 10^4,Q\le 5\times 10^5\)，4s，512MB。
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矩阵 $\rightarrow$ 将一维时间化，离线问题转为在线问题修改，询问在一段时间区间生效 \(\rightarrow\) 猫树转为对一段后缀有效（即修改后无需撤销，询问等价于查历史信息和）
区间加历史最值即可，时间复杂度 \(O(n\log^2n+Q\log n)\)
P6780 [Ynoi2009] pmrllcsrms
序列，单点改，求区间长度不超过 \(c\) 的最大字段和，其中 \(c\) 为全局定值，无需离线。\(n,Q\le 10^6\)，6s，512MB。
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长度不超过 $c$ $\rightarrow$ 每 $c$ 个位置分一块，询问分为每块内全部或两相邻块之间相邻块后前缀长度和不超过 \(c\) \(\rightarrow\) 直角三角形模式，分成一个矩形和两个小直角三角形
时间复杂度 \(O(n\log n)\)
P6783 [Ynoi2008] rrusq
二维平面，\(n\) 个带权点，\(m\) 个矩形，\(Q\) 次询问区间 \([l,r]\) 内的矩形并中点权之和，离线。\(n,m\le 10^5,Q\le 10^6\)，4s，128MB。
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静态区间，难以增量 \(\rightarrow\) 扫右维护左
点出现在区间并中 \(\rightarrow\) 扫右端点，维护每个点最后出现时间
KD-Tree，每次暴力收回子树内的出现时间 tag 即可
询问使用 \(O(1)-O(\sqrt n)\) 的数组维护
时间复杂度 \(O(n\sqrt Q+Q\sqrt n)\)
P7446 [Ynoi2007] rfplca
序列，区间减，询问 \(fa\) 数组形成的树上某两个点的 LCA，无需离线。\(n,Q\le 4\times 10^5\)，保证 \(fa_i<i\)，2.5s，64MB。
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形式奇怪 $\rightarrow$ 考虑分块询问 LCA \(\rightarrow\) 不断跳 \(fa\)
不断进行重复操作 \(\rightarrow\) 记录每个点跳出块后的第一个位置
散块直接重构，整块 \(\sqrt n\) 次后全部出块，直接打 tag，询问 trivial，时间复杂度 \(O(n\sqrt n)\)
P7447 [Ynoi2007] rgxsxrs
序列，区间大于 \(x\) 的数减 \(x\)，区间和与最小最大值，无需离线。\(n,Q\le 5\times 10^5,a_i\le 10^9\)，6s，64MB。
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和值域有关 \(\rightarrow\) 值域倍增分块（？）
- 块大于 \(x\)，打标记或降块，降块至多 \(\log V\) 次，产生 \(\log n\) 的复杂度后必然降块
- 块等于 \(x\)，暴力找到所有需要减小的 \(a_i\)，单个 \(a_i\) 同块内至多减小 \(b\) 次（\(b\) 为倍增底数）
时间复杂度 \(O(nb\log_bV\log n)\)。空间底层分块后线性。
P7722 [Ynoi2007] tmpq
三个序列 \(a,b,c\)，单点改 \(a\)，询问有几个 \(i<j<k\le r\) 满足 \(b_{a_i}=a_j=c_{a_k}\)，离线。\(n\le 2\times 10^5,Q\le 5\times 10^4\)，4s，64MB。
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阴间条件 $\rightarrow$ 单点改 $a,b,c$，询问 $b_i=a_j=c_k$颜色相关 \(\rightarrow\) 次数大小分治，小者暴力，大者维护
小颜色暴力重新 dp，\(O(Q\sqrt n)\) 次区间加，\(O(Q)\) 次单点查
大颜色维护动态 dp，分块维护块内前缀 dp 结果及前缀块 dp 结果，单点改 \(O(\sqrt n)\)，查询 前缀块+块内前缀=\(O(1)\)
总时间复杂度 \(O(Q\sqrt n)\)，空间离线做到线性
P7880 [Ynoi2006] rldcot
树，边带权（可以为负），静态，\(Q\) 次询问 \([l,r]\) 内的点对有几种不同的 \(\operatorname{lca}\) 带权深度，离线。注意不保证 \(fa_i\le i\)。\(n\le 10^5,Q\le 5\times 10^5\)，500ms，512MB。
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本质不同子区间计数 \(\rightarrow\) 考虑有用点对
树上有用点对 \(\rightarrow\) 重剖，由轻子树合并上来，有用点对 \(O(n\log n)\) 对
问题转化为给定 \(O(n\log n)\) 对带权点对，求区间内存在哪些权值。
静态区间问题 \(\rightarrow\) 扫右维护左，转为在线问题
给前缀放上一个颜色，求单点颜色数，树状数组即可。时间复杂度 \(O(n\log^2 n+Q\log n)\)。
P7881 [Ynoi2006] rmpq
二维平面，抽象信息，有结合律无交换律，半平面乘，单点查，强制在线。\(Q\le 10^5,x_i,y_i\le 10^9\)，操作次数 \(2\times 10^7\)，2s，512MB。
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无法 KD-Tree（值域过大且无法离线）。很想离线（？）\(\rightarrow\) 根号重构。
问题变成预处理 \(B\) 次修改后每个位置的答案。
发现易于用 \(O(k^2)\) 的时间合并两个大小为 \(k\) 的子问题，所以递归两个子问题就可以做到 \(O(B^2)\) 处理。
总时间复杂度 \(O(nB+{n^2\over B})=O(n\sqrt n)\)。
P9061 [Ynoi2002] Optimal Ordered Problem Solver
二维平面，将左下角一矩形中所有点投影到矩形上边界/右边界处，查询左下角矩形内点个数，离线。\(n,Q\le 10^6\)，4s，512MB。
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思想：所有被操作过的点性质较好，找出每个点第一次被操作的时刻所有被操作过的点在一条向右/向下的折线上，受查询影响为一段区间（性质好的体现），平衡树维护
问题转为未操作过的点左下角矩形查，三维偏序（\(x_i\le X,y_i\le Y,t_i\le cur\)，其中 \(t_i\) 为被操作的时刻）
容斥转走维数：查询左下角 \(\rightarrow\) 查询左边 \(+\) 查询右边 \(+\) 查询右上角
若询问点在当前折线上方则右上角只有两维；若询问点在当前折线下方则本来就为 \(0\)。查询左边右边均为二维偏序。
时间复杂度 \(O(n\log n)\)。
P9062 [Ynoi2002] Adaptive Hsearch&Lsearch
二维平面，静态，区间查最近点对，离线。\(n,Q\le 2.5\times 10^5,x_i,y_i\le 10^8\)，6s，1GB。
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查最优子区间（点对）$\rightarrow$ 考虑有用点对平面最近点对 \(\rightarrow\) 网格化思想（对于每个 \(k\) 将平面划分成 \(2^k\times 2^k\) 的网格，每格内点间两两距离超过 \(2^{k-1}\)（否则已在上一层计算），只考虑相邻格之间的贡献）
扫右维护左，\(O(n\log V)\) 次修改，\(O(Q)\) 次查询，由于 \(V\) 较大使用 \(O(1)-O(\sqrt n)\) 平衡，总复杂度 \(O(n\log V+Q\sqrt n)\)。
P5313 [Ynoi2011] WBLT
序列，静态，查询给定 \(b\)，求最长的“首项 \(<b\)，公差为 \(b\)，且所有数均在区间 \([l,r]\) 内出现过”的等差数列，离线。\(n,Q,b,a_i\le 10^5\)，1.5s，128MB。
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等差数列没有什么好的应对方法。智商不够 `bitset` 来凑。剩下就没什么了。其实很显然，然后 bitset 没必要开到 \(n\)，每次把 bitset 的前 \(b\) 位往后 \(\mathrm{and}\) 即可。当时卡在这里。
\(b\) 比 \(w\) 还小的时候会出问题，每次重扫与 \(b\) 有关的所有询问。
莫队即可。时间复杂度 \(O({QV\over w}+Q\sqrt n+nw)\)。
P5046 [Ynoi2019 模拟赛] Yuno loves sqrt technology I
序列，静态，区间逆序对数量，强制在线。\(n,Q\le 10^5\)，750ms，512MB。
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区间点对合法点对计数，线段树不可做。区间内部两两贡献不如一个区间对另一个区间的贡献，容斥：\([l,r]\) 逆序对数 \(=\) \([1,r]\) 逆序对数 \(-\) \([1,l-1]\) 逆序对数 \(-\) \([1,l-1]\) 中大于 \([l,r]\) 的数量
整块对整块的贡献 和 整块对散块的贡献 可以预处理，散块对散块的贡献直接扫一遍归并。（其实怎么做都行，这是 lxl 推荐的做法）
时间复杂度 \(O(n\sqrt n)\)，空间 \(O(n\sqrt n)\)。
P5047 [Ynoi2019 模拟赛] Yuno loves sqrt technology II
序列，静态，区间逆序对数量，离线。\(n,Q\le 10^5\)，250ms，31.25MB。
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区间点对合法点对计数，线段树不可做。离线区间，点到区间的贡献好求 \(\rightarrow\) 莫队。
考虑莫二离，形如 \(O(Q)\) 次查询一个短区间到一个长区间的贡献，短区间长度和是 \(O(Q\sqrt n)\) 的。
短区间到长区间肯定拆成短区间到前缀，然后用和上一题类似的方法解决掉区间内部两点贡献的问题。（其实怎么做都行，这是 lxl 推荐的做法）
时间复杂度 \(O(n\sqrt n)\)，空间 \(O(n)\)。
P5048 [Ynoi2019 模拟赛] Yuno loves sqrt technology III
序列，静态，区间众数的出现次数，强制在线。\(n,Q\le 5\times 10^5\)，2s，62.5MB。
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颜色出现次数问题，线段树不可做。~~Ynoi以外的其它地方不大会出现 5e5 根号吧~~类回滚莫队问题，可以容易区间扩展一位 \(\rightarrow\) 维护块端点到块端点的众数。
判断散块内每个颜色是否能击败整块答案即可。实现上不断检测 \(ans+1\) 是否可行即可，因为至多增加散块大小次。（其实怎么做都行，这是 lxl 推荐的做法）
时间复杂度 \(O(n\sqrt n)\)，空间 \(O(n)\)。
P4117 [Ynoi2018] 五彩斑斓的世界
序列，区间 \(\ge x\) 的数减 \(x\)，查询区间 \(x\) 的出现次数，离线。\(n\le 10^6,Q\le 5\times 10^5,a_i\le 10^5\)，7.5s，62.5MB。
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不要和 **P7447 [Ynoi2007] rgxsxrs** 弄混了。做法完全不一样。查询颜色出现次数意味着线段树基本不可做。这题和 ARC149D Simultaneous Sugoroku 很像倒是真的。
关于区间颜色变动 \(\rightarrow\) 必然分块
一次询问只关心一种颜色 \(\rightarrow\) 暴力颜色叠合
类似于折纸，每次只需保证把较短的那部分折到长的部分上即可。
使用并查集维护每个颜色变成了哪个颜色。注意合并的时候一定合并的是两个根节点，所以合并是 \(O(1)\) 的。查询的时候用不到并查集。块内重构的时候把每个点都问了一遍，所以复杂度摊掉了，是不带 \(\alpha(n)\) 的。
按块离线，时间复杂度 \(O(Q\sqrt n)\)。
