洛谷 P5048 [Ynoi2019 模拟赛] Yuno loves sqrt technology III
洛谷 P5048 [Ynoi2019 模拟赛] Yuno loves sqrt technology III
题目描述
给你一个长为 n 的序列 a，m 次询问，每次查询一个区间的众数的出现次数，强制在线。
\(1≤n,m≤5×10^5,0 \leq a_i\leq 10^9,0≤a_i≤10^9。\)
Solution
An easy problem
本文将以从洛谷 P4168 [Violet]蒲公英的转换视角来解决这道题。蒲公英这道题不仅数据范围友好，题目背景也不错。
以下默认块大小为\(\sqrt n\).
前置知识：基本的分块，求众数。
先来讨论一下蒲公英那道题是怎么做的：
首先离散化。
预处理出从第\(i\)块到第\(j\)块中的众数\(zs_{i,j}\)。可以枚举\(i\),枚举\(j\)，再枚举块内元素开一个桶统计。时间复杂度\(O(n\sqrt{n})\)，空间复杂度\(O(n)+O(\sqrt n\times \sqrt n)=O(n)\)。
预处理出第\(1\)块到第\(i\)块这个区间\([1,i]\)中数字\(x\)出现的次数\(cnt_{i,x}\)。可以枚举\(i\)后，先将\((\forall x)cnt_{i-1,x}\)拷贝到\(cnt_{i,x}\)，再统计当前块\(i\)。时间复杂度\(O(\sqrt n\times (n+\sqrt n))=O(n\sqrt n)\)，空间复杂度\(O(n\sqrt n)\)。
对于每一个询问\((l,r)\)，讨论其是否在一个块内。若是同块，就使用桶暴力统计。若不在一个块内，则将其拆为两个散块和一个整块。
首先答案\(ans=zs_{i,j}\)，再向两边拓展，看看散块内的数\(x\)是否可能成为比\(ans\)出现次数更大的数。具体的，整块中\(x\)出现的次数可以用之前预处理出的\(cnt_{j,x}-cnt_{i-1,x}\)这种形式表示。散块中的\(x\)使用桶来统计即可。
询问的时间复杂度为\(O(\sqrt n+2\times \sqrt n)=O(\sqrt n)\)。
Code
#include<iostream>
#include<algorithm>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<map>
#include<set>
#include<queue>
#include<vector>
#include<limits.h>
#define IL inline
#define re register
#define LL long long
#define ULL unsigned long long
#ifdef TH
#define debug printf("Now is %d\n",__LINE__);
#else
#define debug
#endif
using namespace std;
template<class T>inline void read(T&x)
{
char ch=getchar();
int fu;
while(!isdigit(ch)&&ch!='-') ch=getchar();
if(ch=='-') fu=-1,ch=getchar();
x=ch-'0';ch=getchar();
while(isdigit(ch)){x=x*10+ch-'0';ch=getchar();}
x*=fu;
}
inline int read()
{
int x=0,fu=1;
char ch=getchar();
while(!isdigit(ch)&&ch!='-') ch=getchar();
if(ch=='-') fu=-1,ch=getchar();
x=ch-'0';ch=getchar();
while(isdigit(ch)){x=x*10+ch-'0';ch=getchar();}
return x*fu;
}
int G[55];
template<class T>inline void write(T x)
{
int g=0;
if(x<0) x=-x,putchar('-');
do{G[++g]=x%10;x/=10;}while(x);
for(int i=g;i>=1;--i)putchar('0'+G[i]);putchar('\n');
}
#define N 40010
#define S 300
int n,m,s,block,L[N],R[N],belong[N],zs[S][S],cnt[N],a[N],f[S][N],sum[N];
int rys[N];
int lastans;
map<int,int>ys;
int main()
{
n=read();m=read();
s=sqrt(n);
block=n/s;
for(int i=1;i<=s;i++)
{
L[i]=n/s*(i-1)+1;
R[i]=n/s*i;
}
R[s]=n;
for(int i=1;i<=s;i++)
{
for(int j=L[i];j<=R[i];j++)
{
belong[j]=i;
}
}
for(int i=1;i<=n;i++)
{
cin>>a[i];
ys[a[i]]=0;
}
int rank=1;
for(map<int,int>::iterator it=ys.begin();it!=ys.end();it++)
{
rys[rank]=it->first;
it->second=rank;
rank++;
}
for(int i=1;i<=n;i++) a[i]=ys[a[i]];
// for(int i=1;i<=n;i++) cout<<a[i]<<endl;
for(int i=1;i<=s;i++)
{
memset(cnt,0,sizeof(cnt));
for(int j=i;j<=s;j++)
{
zs[i][j]=zs[i][j-1];
for(int k=L[j];k<=R[j];k++)
{
cnt[a[k]]++;
if(cnt[a[k]]>cnt[zs[i][j]] || (cnt[a[k]]==cnt[zs[i][j]]&&a[k]<zs[i][j])) zs[i][j]=a[k];
}
}
}
for(int i=1;i<=s;i++)
{
for(int j=1;j<=ys.size();j++) f[i][j]=f[i-1][j];
for(int j=L[i];j<=R[i];j++)
{
f[i][a[j]]++;
}
}
for(int t=1,x,y;t<=m;t++)
{
cin>>x>>y;
x=(x+lastans-1)%n+1;
y=(y+lastans-1)%n+1;
if(x>y) x^=y^=x^=y;
LL ans=0;
if(belong[y]-belong[x]<=3)
{
for(int i=x;i<=y;i++) sum[a[i]]=0;
for(int i=x;i<=y;i++)
{
sum[a[i]]++;
if(sum[a[i]]>sum[ans] || (sum[a[i]]==sum[ans]&&a[i]<ans)) ans=a[i];
}
}
else
{
ans=zs[belong[x]+1][belong[y]-1];
sum[ans]=0;
for(int i=x;i<=R[belong[x]];i++)
{
sum[a[i]]=0;
}
for(int i=L[belong[y]];i<=y;i++)
{
sum[a[i]]=0;
}
for(int i=x;i<=R[belong[x]];i++)
{
sum[a[i]]++;
if(f[belong[y]-1][a[i]]-f[belong[x]][a[i]]+sum[a[i]]>f[belong[y]-1][ans]-f[belong[x]][ans]+sum[ans] || (f[belong[y]-1][a[i]]-f[belong[x]][a[i]]+sum[a[i]]==f[belong[y]-1][ans]-f[belong[x]][ans]+sum[ans]&&a[i]<ans)) ans=a[i];
}
for(int i=L[belong[y]];i<=y;i++)
{
sum[a[i]]++;
if(f[belong[y]-1][a[i]]-f[belong[x]][a[i]]+sum[a[i]]>f[belong[y]-1][ans]-f[belong[x]][ans]+sum[ans] || (f[belong[y]-1][a[i]]-f[belong[x]][a[i]]+sum[a[i]]==f[belong[y]-1][ans]-f[belong[x]][ans]+sum[ans]&&a[i]<ans)) ans=a[i];
}
}
cout<<(lastans=rys[ans])<<endl;
}
return 0;
}
回到正题
蒲公英的数据范围十分友好：\(n\le 4\times 10^4,m\le 10^5\)。所以我们完全能够开下\(cnt_{s,n}\)。
但是P5048 [Ynoi2019 模拟赛] Yuno loves sqrt technology III的数据范围就不那么友好了：\(n,m\le 5\times 10^5\)。
这两道题有许多的共同点：区间众数，无修改，要离散化，数据范围看上去是根号做法的。
但是也有一些不同点：无法预处理前缀块的桶（因为空间开不下），求的是众数出现的次数而非众数是谁（其实差不多，但是求出现次数的话需要处理的信息可以少了点）
无法开桶，那么可以用另一种方式表达这个桶吗？可以的。
首先离散化，预处理\(zs_{i,j}\)就不必多费阐述了吧。
使用\(n\)个\(vector\)中存放下标，\(vector_{x,i}\)表示数x第i次出现的下标。由于是\(vector\)，所以总空间依然是\(O(n)\)的。
再记\(p_i\)表示\(i\)这位上的数\(x\)在其\(vector_{x}\)中在第几位。
显然预处理这个的时间复杂度是\(O(n)\)的。
对于每个询问，我们还是类似于上面的那样，同块暴力统计即可；
否则依然将其拆分。首先\(ans=zs_{i,j}\)（注意，这里的\(zs_{i,j}\)不再是\([i,j]\)块内的众数，而是其出现的次数），在考虑两边的散块中，数\(x\)的出现次数能否更新\(ans\)。
比如，现在正在考虑在左侧散块的下标为\(i\)的数\(x\)能否更新\(ans\)。\(p_i\)是\(i\)之前有多少个\(x\)，那么至少要存在第\(ans+p_i\)个\(x\)，且\(ans+p_i\)要在\([l,r]\)的数据范围以内，答案就可以被更新，ans++。
若在右侧则同理。
Code
#include<iostream>
#include<algorithm>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<map>
#include<set>
#include<queue>
#include<vector>
#include<limits.h>
#define IL inline
#define re register
#define LL long long
#define ULL unsigned long long
#ifdef TH
#define debug printf("Now is %d\n",__LINE__);
#else
#define debug
#endif
using namespace std;
template<class T>inline void read(T&x)
{
char ch=getchar();
int fu;
while(!isdigit(ch)&&ch!='-') ch=getchar();
if(ch=='-') fu=-1,ch=getchar();
x=ch-'0';ch=getchar();
while(isdigit(ch)){x=x*10+ch-'0';ch=getchar();}
x*=fu;
}
inline int read()
{
int x=0,fu=1;
char ch=getchar();
while(!isdigit(ch)&&ch!='-') ch=getchar();
if(ch=='-') fu=-1,ch=getchar();
x=ch-'0';ch=getchar();
while(isdigit(ch)){x=x*10+ch-'0';ch=getchar();}
return x*fu;
}
int G[55];
template<class T>inline void write(T x)
{
int g=0;
if(x<0) x=-x,putchar('-');
do{G[++g]=x%10;x/=10;}while(x);
for(int i=g;i>=1;--i)putchar('0'+G[i]);putchar('\n');
}
#define N 500010
#define S 800
int n,m,s,block,L[N],R[N],belong[N],zs[S][S],cnt[N],a[N],sum[N],pos[N];
vector<int>vec[N];
int lastans;
map<int,int>ys;
int main()
{
// freopen("5048.in","r",stdin);
// freopen("5048-hsh.out","w",stdout);
n=read();m=read();
s=sqrt(n);
block=n/s;
for(int i=1;i<=s;i++)
{
L[i]=n/s*(i-1)+1;
R[i]=n/s*i;
}
R[s]=n;
for(int i=1;i<=s;i++)
{
for(int j=L[i];j<=R[i];j++)
{
belong[j]=i;
}
}
for(int i=1;i<=n;i++)
{
ys[a[i]=read()]=0;
}
int rank=1;
for(map<int,int>::iterator it=ys.begin();it!=ys.end();it++)
{
it->second=rank;
rank++;
}
for(int i=1;i<=n;i++)
{
a[i]=ys[a[i]];
vec[a[i]].push_back(i);
pos[i]=vec[a[i]].size()-1;
}
// for(int i=1;i<=n;i++) cout<<a[i]<<endl;
for(int i=1;i<=s;i++)
{
memset(cnt,0,sizeof(cnt));
for(int j=i;j<=s;j++)
{
zs[i][j]=zs[i][j-1];
for(int k=L[j];k<=R[j];k++)
{
cnt[a[k]]++;
zs[i][j]=max(zs[i][j],cnt[a[k]]);
}
}
}
int ans=0;
for(int t=1,x,y;t<=m;t++)
{
x=read();
y=read();
x^=ans;
y^=ans;
if(x>y) swap(x,y);
ans=0;
if(belong[y]-belong[x]<=3)
{
for(int i=x;i<=y;i++) sum[a[i]]=0;
for(int i=x;i<=y;i++)
{
sum[a[i]]++;
ans=max(ans,sum[a[i]]);
}
}
else
{
ans=zs[belong[x]+1][belong[y]-1];
for(int i=x,now;i<=R[belong[x]];i++)
{
now=pos[i];
while(now+ans<vec[a[i]].size()&&vec[a[i]][now+ans]<=y) ans++;
}
for(int i=L[belong[y]],now;i<=y;i++)
{
now=pos[i];
while(now-ans>=0&&vec[a[i]][now-ans]>=x) ans++;
}
}
cout<<ans<<endl;
}
return 0;
}
小节
分块模板题的训练就到此完结了。
但是分块的玄学美妙优雅暴力之处不仅仅于此。
比如根号平衡等。
比如P5048 [Ynoi2019 模拟赛] Yuno loves sqrt technology III这道题其实还可以二分查找最后一个\(\le r\)的数，使得总时间复杂度变为\(O(NT+MN/T*\log t)\stackrel{T=\sqrt{N\log N}}{\longrightarrow}O(N\sqrt{N\log N})\)[1]级别的。
大概是因为这只是\(Ynoi\)的模拟赛吧，就没有那么卡时间。
但是遇到毒瘤题，根号平衡是一种很重要的卡常方法。
以后遇到了卡常分块的话可以记录一下。
算法竞赛进阶指南 0x44 ↩︎
