【BZOJ4650】【NOI2016】优秀的拆分（后缀数组）
【BZOJ4650】【NOI2016】优秀的拆分（后缀数组）
题面
题解
如果我们知道以某个位置为开始/结尾的\(AA\)串的个数
那就直接做一下乘法就好
这个怎么求？
枚举一个位置
枚举串的长度
直接暴力算就好啦
至于是否可行，用\(SA\)求\(lcp\)就好啦
这样就是\(95\)分
NOI这么好拿部分分的？？？
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<algorithm>
#include<set>
#include<map>
#include<vector>
#include<queue>
using namespace std;
#define ll long long
#define MAX 35000
int x[MAX],y[MAX],t[MAX];
int SA[MAX],height[MAX],rk[MAX];
int lg[MAX],n,p[20][MAX],a[MAX];
char s[MAX];
int g[MAX],f[MAX],T;
bool cmp(int i,int j,int k){return y[i]==y[j]&&y[i+k]==y[j+k];}
void init()
{
memset(SA,0,sizeof(SA));
memset(height,0,sizeof(height));
memset(rk,0,sizeof(rk));
memset(x,0,sizeof(x));
memset(y,0,sizeof(y));
memset(t,0,sizeof(t));
memset(a,0,sizeof(a));
}
void GetSA()
{
int m=50;
for(int i=1;i<=n;++i)t[x[i]=a[i]]++;
for(int i=1;i<=m;++i)t[i]+=t[i-1];
for(int i=n;i>=1;--i)SA[t[x[i]]--]=i;
for(int k=1;k<=n;k<<=1)
{
int p=0;
for(int i=n-k+1;i<=n;++i)y[++p]=i;
for(int i=1;i<=n;++i)if(SA[i]>k)y[++p]=SA[i]-k;
for(int i=0;i<=m;++i)t[i]=0;
for(int i=1;i<=n;++i)t[x[y[i]]]++;
for(int i=1;i<=m;++i)t[i]+=t[i-1];
for(int i=n;i>=1;--i)SA[t[x[y[i]]]--]=y[i];
swap(x,y);
x[SA[1]]=p=1;
for(int i=2;i<=n;++i)
x[SA[i]]=cmp(SA[i],SA[i-1],k)?p:++p;
if(p>=n)break;
m=p;
}
for(int i=1;i<=n;++i)rk[SA[i]]=i;
for(int i=1,j=0;i<=n;++i)
{
if(j)--j;
while(a[i+j]==a[SA[rk[i]-1]+j])++j;
height[rk[i]]=j;
}
}
void Pre()
{
memset(p,63,sizeof(p));
for(int i=1;i<=n;++i)p[0][i]=height[i];
for(int j=1;j<15;++j)
for(int i=1;i<=n;++i)
p[j][i]=min(p[j-1][i],p[j-1][i+(1<<(j-1))]);
}
int Query(int i,int j)
{
return min(p[lg[j-i+1]][i],p[lg[j-i+1]][j-(1<<lg[j-i+1])+1]);
}
int lcp(int i,int j)
{
int l=min(rk[i],rk[j])+1,r=max(rk[i],rk[j]);
return Query(l,r);
}
int main()
{
for(int i=2;i<=30000;++i)lg[i]=lg[i>>1]+1;
scanf("%d",&T);
while(T--)
{
init();
scanf("%s",s+1);
n=strlen(s+1);
for(int i=1;i<=n;++i)a[i]=s[i]-96;
GetSA();Pre();
for(int i=1;i<=n;++i)
{
g[i]=0;
for(int l=1;l+l+i-1<=n;++l)
if(lcp(i,i+l)>=l)g[i]++;
}
for(int i=2;i<=n;++i)
{
f[i]=0;
for(int l=1;i-l-l+1>0;++l)
if(lcp(i-l-l+1,i-l+1)>=l)f[i]++;
}
int ans=0;
for(int i=1;i<n;++i)
ans+=f[i]*g[i+1];
printf("%d\n",ans);
}
return 0;
}
\(95\)分的暴力太显然了。。
原来\(NOI\)都是这样送分？？？
为什么NOIP 没有这么好的福利
想想怎么优化吧。。。
肯定不能枚举长度之后再暴力算每一个位置
那么，我们要考虑一个方法，
可以一次性算出连续的位置
想想我们怎么求\(AA\)这种形式??
计算\(lcp(i,i+len)>=len\)是否成立
但是，如果\(lcp(i,i+len)>=len\)
我们就会发现，有一段区间内都是有满足条件的子串
所以我们可以一起计算
现在仔细思考怎么算
因为每次是\(i\)和\(i+len\)
所以我们只要枚举位置是\(len\)的倍数的地方就好
旁边的地方我们要想办法算出来
第一个，是向后如果可以增加的话
\(lcp(i,i+len)>=L\)我就会获得向后的一段连续区间
如果只算向后，会忽略掉向前的一段
所以再算一下\(lcs(i,i+len)\)这段，这两边拼起来
如果满足条件，证明这一段区间都是可行的
这样就可以差分全部\(+1\)
如果重复的部分够多
这样算可能会影响到别的块里面
所以要强制只在自己这一段里面算
具体的实现看代码啦
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<algorithm>
#include<set>
#include<map>
#include<vector>
#include<queue>
using namespace std;
#define ll long long
#define MAX 35000
int lg[MAX],n;
char s[MAX];
int g[MAX],f[MAX],T;
struct SA
{
int p[20][MAX],a[MAX];
int x[MAX],y[MAX],t[MAX];
int SA[MAX],height[MAX],rk[MAX];
bool cmp(int i,int j,int k){return y[i]==y[j]&&y[i+k]==y[j+k];}
void init()
{
memset(SA,0,sizeof(SA));
memset(height,0,sizeof(height));
memset(rk,0,sizeof(rk));
memset(x,0,sizeof(x));
memset(y,0,sizeof(y));
memset(t,0,sizeof(t));
memset(a,0,sizeof(a));
}
void GetSA()
{
int m=50;
for(int i=1;i<=n;++i)t[x[i]=a[i]]++;
for(int i=1;i<=m;++i)t[i]+=t[i-1];
for(int i=n;i>=1;--i)SA[t[x[i]]--]=i;
for(int k=1;k<=n;k<<=1)
{
int p=0;
for(int i=n-k+1;i<=n;++i)y[++p]=i;
for(int i=1;i<=n;++i)if(SA[i]>k)y[++p]=SA[i]-k;
for(int i=0;i<=m;++i)t[i]=0;
for(int i=1;i<=n;++i)t[x[y[i]]]++;
for(int i=1;i<=m;++i)t[i]+=t[i-1];
for(int i=n;i>=1;--i)SA[t[x[y[i]]]--]=y[i];
swap(x,y);
x[SA[1]]=p=1;
for(int i=2;i<=n;++i)
x[SA[i]]=cmp(SA[i],SA[i-1],k)?p:++p;
if(p>=n)break;
m=p;
}
for(int i=1;i<=n;++i)rk[SA[i]]=i;
for(int i=1,j=0;i<=n;++i)
{
if(j)--j;
while(a[i+j]==a[SA[rk[i]-1]+j])++j;
height[rk[i]]=j;
}
}
void Pre()
{
memset(p,63,sizeof(p));
for(int i=1;i<=n;++i)p[0][i]=height[i];
for(int j=1;j<15;++j)
for(int i=1;i<=n;++i)
p[j][i]=min(p[j-1][i],p[j-1][i+(1<<(j-1))]);
}
int Query(int i,int j)
{
return min(p[lg[j-i+1]][i],p[lg[j-i+1]][j-(1<<lg[j-i+1])+1]);
}
int lcp(int i,int j)
{
int l=min(rk[i],rk[j])+1,r=max(rk[i],rk[j]);
return Query(l,r);
}
}A,B;
int main()
{
for(int i=2;i<=30000;++i)lg[i]=lg[i>>1]+1;
scanf("%d",&T);
while(T--)
{
A.init();B.init();
scanf("%s",s+1);
n=strlen(s+1);
for(int i=1;i<=n;++i)A.a[i]=s[i]-96;
for(int i=1;i<=n;++i)B.a[n-i+1]=s[i]-96;
A.GetSA();A.Pre();B.GetSA();B.Pre();
for(int i=1;i<=n;++i)g[i]=f[i]=0;
for(int len=1;len<=n/2;++len)
{
for(int i=len,j=i+len;j<=n;i+=len,j+=len)
{
int x=min(A.lcp(i,j),len);
int y=min(B.lcp(n-i+2,n-j+2),len-1);
int t=x+y-len+1;
if(x+y>=len)
{
g[i-y]++;g[i-y+t]--;
f[j+x-t]++;f[j+x]--;
}
}
}
for(int i=1;i<=n;++i)g[i]+=g[i-1];
for(int i=1;i<=n;++i)f[i]+=f[i-1];
ll ans=0;
for(int i=1;i<n;++i)
ans+=1ll*f[i]*g[i+1];
printf("%lld\n",ans);
}
return 0;
}
