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先考虑如果修改操作是对整个序列进行的应该怎么做。

我们发现这个时候相当于对一个可重集合做这些操作，不妨认为有一个数组 \(ar[i]\) 表示 \(i\) 出现的次数。

这时询问是简单的，考虑怎么修改。发现倘若当前的值域是 \([0,mx]\)，执行一次参数为 \(x\) 的操作后，我们可以分类讨论：

• 若 \(x > \frac{mx}{2}\)，暴力执行操作，值域变为 \([0,mx-x]\)。

• 若 \(x \leq \frac{mx}{2}\)，不妨将下面那一部分合并到上面来，再打一个标记记录，值域变为 \([x,mx]\)，实际上也是 \([0,mx-x]\)。

综上，每次执行操作时值域都会减小，而值域最大只有 \(O(V)\)，所以这个算法复杂度为 \(O(n+m+V)\)。

下面考虑原问题。

我们要处理对一个区间做这样的操作。显然可以分块，分成 \(S\) 块，对整块采用如上的方法，对散块暴力重构。

发现修改时散块暴力重构势能不会增加，而总势能为 \(O(SV)\)。

所以复杂度为 \(O(n+SV+\frac{n}{S}m)\)，当 \(S=\sqrt{n}\) 时可以取到 \(O((V+m)\sqrt{n}+n)\)。

然而这题卡空间，只有 \(64 \text{MB}\)，我们上述算法的空间复杂度也是 \(O(V\sqrt{n})\) 的，显然无法通过。

考虑离线下来，对每一块分别计算。这样空间复杂度降到 \(O(n+m+V)\)，时间复杂度不变，应该可以通过（等我写完）。