Light Bulbs (Hard Version) 题解

提供一个非常另类的解法，没有异或哈希，没有建图，没有缩点和强连通分量，而是使用了并查集和线段树的算法。

由于每个颜色恰好有两种，我们考虑把两个颜色的位置 $i,j$ 变成一段区间 $[i,j]$（$i<j$），然后每个颜色就能用一段区间 $[l,r]$ 表示。

根据题意，如果我们激活了一个区间 $[l,r]$，那么对于所有 $l^{\prime }\in (l,r)\wedge r^{\prime }>r$ 的，或者 $r^{\prime }\in (l,r)\wedge l^{\prime }<l$ 的区间 $[l^{\prime },r^{\prime }]$，它们都会被自动激活。我们的目标就是激活最少的区间去覆盖 $[1,2n]$ 这个大的区间。

考虑使用并查集，把相交但不包含的任意两个区间合并到一个集合里面，即若 $[l_i,r_i]\cap [l_j,r_j]\ne \varnothing$ 且 $[l_i,r_i],[l_j,r_j]$ 之间不存在包含关系，则把下标 $i,j$ 合并。合并了所有 $(i,j)$ 之后，我们发现对于一个集合 $S$，当我们激活了 $S$ 中的任意一个区间 $[l,r]$，那么 $S$ 的所有区间也必然都会被一起激活。也就是说，设 $S$ 中所有区间的并区间为 $[L,R]$，我们覆盖 $[L,R]$ 就只需要随意激活 $S$ 的任意一个区间。

由于题目保证了所有区间的并一定是 $[1,2n]$，要保证激活区间最少，我们只需要在不同的集合中各选择一个区间。但是有一种特殊情况，对于两个集合的区间并 $[L,R],[L^{\prime },R^{\prime }]$，如果有 $L<L^{\prime }<R^{\prime }<R$，那么我们就只需要激活 $[L,R]$，因为这样就已经覆盖了 $[L^{\prime },R^{\prime }]$ 这个子区间，我们就没有必要去专门激活 $[L^{\prime },R^{\prime }]$。

而要处理这个特殊情况也很简单，只需要对每个集合求出它的区间并 $[L_i,R_i]$，然后判断哪些区间是被其余区间包含了的，如果被包含了，那就可以不用被激活。最后再求出所有必须被激活的区间的个数就行了。

不过题目还要询问方案数，这个问题也很简单，对于一个集合 $S$，它含有 $|S|$ 个区间，每个区间的两个端点只要被激活一个，那么整个区间就会被激活，因此我们对于每一个需要被激活的集合，求出它们的 $2|S|$ 之积就行了。

大致思路就是这样，接下来讨论一些实现方法。

• 如果判断一个区间是否被另一个区间包含？首先把这些区间按照 $l$ 从小到大排序，然后维护前缀的所有区间的 $r$ 最大值，若 $r_i<\underset{1\le j<i}{max}\{r_j\}$，则 $i$ 就会被 $j$ 这个区间包含。

• 如何快速把有交集且不包含的两个区间合并起来？我们可以对于每一个区间，按照 $l$ 从小到大排序，用线段树维护前 $i-1$ 个区间的右端点，当我们枚举到第 $i$ 个区间时，我们就查询 $[l_i,r_i]$ 范围内的右端点，然后把 $i$ 与这些右端点对应的区间编号合并。但是暴力对每一个区间合并是 $O(n^2)$ 的。

  我们可以在线段树维护的过程中，每次给 $r_j$ 的位置赋一个值，这个值就是 $r_j$ 这个右端点所对应的区间下标。每次要合并的时候，我们就查询一次 $[l_i,r_i]$ 中的最大值，只将 $i$ 和这个最大值合并。统计完之后，我们再将所有区间按照 $r$ 从大到小排序，用线段树维护区间 $l$ 的区间下标最大值，然后每次合并 $i$ 与 $[l_i,r_i]$ 中的最大值。这样下来就能完全地合并每一个 $(i,j)$。正确性大家可以尝试去证明一下，这里就不赘述了。

#include<cstdio>
#include<iostream>
#include<algorithm>
using namespace std;
const int MAXN=4e5+5;
const int MOD=998244353;
int n;
int a[MAXN];
int dp[MAXN];
struct node
{
	int l,r,id;
	bool operator<(const node &f)const{ return l<f.l; }
}l[MAXN],b[MAXN];
bool cmp(node x,node y){ return x.r<y.r; }
int pre[MAXN],cnt,tot;
int fa[MAXN],siz[MAXN],L[MAXN],R[MAXN];
int find(int x)
{
	if(fa[x]==x)	return x;
	return fa[x]=find(fa[x]);
}
void merge(int x,int y)
{
	x=find(x),y=find(y);
	if(x!=y)	fa[x]=y,siz[y]+=siz[x],L[y]=min(L[y],L[x]),R[y]=max(R[y],R[x]);
}
struct Segment_Tree
{
	int maxx;
}T[MAXN<<2];
void pushup(int x){ T[x].maxx=max(T[x<<1].maxx,T[x<<1|1].maxx); }
void change_tree(int x,int l,int r,int k,int v)
{
	if(l==r)	return (void)(T[x].maxx=v);
	int mid=(l+r)/2;
	if(k<=mid)	change_tree(x<<1,l,mid,k,v);
	else	change_tree(x<<1|1,mid+1,r,k,v);
	pushup(x);
}
int query(int x,int l,int r,int L,int R)
{
	if(L<=l&&r<=R)	return T[x].maxx;
	int mid=(l+r)/2,res=0;
	if(L<=mid)	res=max(res,query(x<<1,l,mid,L,R));
	if(R>mid)	res=max(res,query(x<<1|1,mid+1,r,L,R));
	return res;
}
void solve()
{
	cnt=0,tot=0;
	for(int i=1;i<=n;i++)	pre[i]=0;
	for(int i=1;i<=(n<<1);i++)
	{
		if(pre[a[i]])	l[++cnt]=(node){pre[a[i]],i,0},l[cnt].id=cnt;
		pre[a[i]]=i;
	}
	for(int i=1;i<=cnt;i++)	fa[i]=i,siz[i]=2,L[i]=l[i].l,R[i]=l[i].r;
	sort(l+1,l+cnt+1);
	for(int i=1;i<=cnt;i++)
	{
		int now=query(1,1,n*2,l[i].l,l[i].r);
		if(now)	merge(l[i].id,now);
		change_tree(1,1,n*2,l[i].r,l[i].id);
	}
	for(int i=1;i<=cnt;i++)	change_tree(1,1,n*2,l[i].r,0);
	sort(l+1,l+cnt+1,cmp);
	for(int i=cnt;i>=1;i--)
	{
		int now=query(1,1,n*2,l[i].l,l[i].r);
		if(now)	merge(l[i].id,now);
		change_tree(1,1,n*2,l[i].l,l[i].id);
	}
	for(int i=1;i<=cnt;i++)	change_tree(1,1,n*2,l[i].l,0);
	int num=0,res=1;
	for(int i=1;i<=cnt;i++)
	{
		if(fa[i]==i)	b[++tot]=(node){L[i],R[i],i};
	}
	sort(b+1,b+tot+1);
	int Max=0;
	for(int i=1;i<=tot;i++)
	{
		if(Max<b[i].r)	num++,res=1ll*res*siz[b[i].id]%MOD;
		Max=max(Max,b[i].r);
	}
	cout<<num<<" "<<res<<'\n';
}
int main()
{
	ios::sync_with_stdio(false);
	cin.tie(0),cout.tie(0);
	int T;
	cin>>T;
	while(T--)
	{
		cin>>n;
		for(int i=1;i<=(n<<1);i++)	cin>>a[i];
		solve();
	}
	return 0;
}