YNOI 做题记
YNOI 做题记
偶然有一天做到了其中的一道题，于是便开始做相关的题了……
[Ynoi2015] 我回来了 - 洛谷
这之一场联考搬过来的题……于是考场上写了一个 \(O((n + m)\log^2 n)\) 的代码，然后成功被卡掉，非常慢速。
其实离线，将每一个伤害答案变化的时间做出来，然后加入时间序列后，树状数组维护即可。
其实发现如果询问很多，但是序列没有询问长，很可能考虑离线。
[Ynoi2010] y-fast trie - 洛谷
\(\mathrm{FaKe}\) y-fast trie……
其实有很 naive 的想法就是维护单向的最优。但是很明显，一次修改可能影响到 \(O(n)\) 个关系，所以单向显然是不好的。
其实维护双向最优，因为单向的一定不是最优的，所以完全可以缩减答案候选范围。于是一次修改最多影响到 \(O(1)\) 个关系，显然很优秀，所以小小的用 set 维护即可。
只是很难写，真的可以直接维护边吗？
显然很麻烦，所以需要每次动态的查询双向关系。
[Ynoi2016] 镜中的昆虫 - 洛谷
区间赋值，区间数颜色？\(\mathrm{ODT}\) 的复杂度真的很对！
先有单点修改，区间数颜色，依据套路，维护 \(pre\) 即可，发现每次修改会影响 \(O(1)\) 个 \(pre\)，所以分块维护 \(pre\) 即可。
但是区间？对于信息的重复修改显然是不优的，所以有结论区间赋值对于 \(pre\) 的影响是 \(O(n + m)\) 的。
因为区间中的 \(pre\) 显然有 \(pre_i = i - 1\)。所以会影响到的其实只有颜色段的两端。
由于每次至多增加 \(4\) 个端点（认为 \(O(1)\)），原本有 \(O(n)\) 个端点，所以最多会影响到 \(O(n + m)\) 个端点，也就是影响 \(O(n + m)\) 次 \(pre_i\)。
但是，\(\mathrm{ODT}\) 之所以不用合并相同的节点，其实在于是随机数据，还有也就是本题的 \(O(n + m)\) 的性质吧。
然后 \(Luogu ~ \mathrm {RK4~?}\)
[Ynoi2016] 掉进兔子洞 - 洛谷
好厉害的想法！
每一个区间出现了那些数是好记的，但是合起来就不知道出现的多少次了。
离散化怎么离散化呢？可以记第 \(k\) 个出现的 \(x\) 为 \(x + k - 1\)。于是就可以了？
所以没有 unique 的离散化和 bitset 套莫队！
inline void add(int x) {
cur[x + ++cnt[x] - 1] = true;
}
inline void del(int x) {
cur[x + --cnt[x]] = false;
}
但是为了规避出现 \(l > r\) 的情况，在莫队转移的时候需要先向外扩展，再向内缩。
while (r < q.r) add(a[++r]);
while (l > q.l) add(a[--l]);
while (r > q.r) del(a[r--]);
while (l < q.l) del(a[l++]);
这是必要的（否则在 add 和 del 中需要特判 \(> 0\)，但是这会很慢）。
所以说 bitset 套莫队这个套路还是十分套路的（废话）
[Ynoi2007] rcn / [Ynoi2003] 博丽灵梦 - 洛谷
这道题没了……在 \(Luogu\) 上看不了，\(LibreOJ\) 上也没有。
题意是有 \(n\) 个点，坐标为 \((i, p_i)\)，其类型为 \(c_i \in [1, n]\)，每一个类型有一个权值 \(w_i\)。
其中 \(p\) 是一个排列，多次询问求矩形中所有存在类型的权值之和。
这，上二维数颜色了啊……可是排列！发现如果莫队移动每一次就只会修改一个点，也就是说只会影响 \(O(1)\) 个 \(pre\)，所以可以分块维护 \(pre\)，但是需要 \(O(1)\) 修改，\(O(\sqrt n)\) 查询。
发现加入不好维护，所以利用不增莫队，只是删除。
问题在于分块如何 \(O(1)\) 修改，\(O(\sqrt n)\) 查询。这本质上是一个二维数点问题，所以可以二维分块，可以参考 [Ynoi2007] rdiq - 洛谷，属于是二维分块板板了（可是二离常数更小！）
还是太弱了，只会 \(O(\sqrt n)\) 修改，以及 \(O(\sqrt n \log n)\) 查询，如果是这样，套莫队就变成了 \(O(n \sqrt n \times \sqrt n + m \sqrt n \log n)\)，这复杂度看着都抽象 QwQ
其实本题好像就是 [Ynoi2003] 博丽灵梦 - 洛谷，问题不大，慢慢做吧这。
