莫队
一.莫队（静态莫队）
我们以 Luogu P3901 数列找不同 为例讲一下静态莫队
这道题是个绿题，因为数据比较弱，但真是一道良心的莫队练手题
莫队是由前国家队队长莫涛发明的
莫队算法的精髓就是通过合理地对询问排序，然后以较优的顺序暴力回答每个询问。处理完一个询问后，可以使用它的信息得到下一个询问区间的答案。 优雅的暴力
考虑这个问题：对于上面这道题，如果我们知道区间[1,5]每个数的数量，如何求出[2,6]每个数的数量
算法 1 ：暴力扫一遍。 (废话)
算法 2 ：可以在区间[1,5]的基础上，去掉位置1（即将左端点右移一位），加上位置6（即将右端点右移一位），得到区间[2,6]的答案。
很明显，算法 2 要优于算法 1 ，我们给出这部分代码：
void add(int x){
if(++t[a[x]] == 1) ++cnt;
}
void del(int x){
if(--t[a[x]] == 0) --cnt;
}
//在获取答案时
while(L<q[i].l) del(L++);
while(L>q[i].l) add(--L);
while(R<q[i].r) add(++R);
while(R>q[i].r) del(R--);
但是我们会发现如果按这样写，一种很简单的构造数据就能把时间复杂度把算法 2 也送走：先询问[1,2]，再询问[99999,100000],多重复几次就TLE了。
我们有没有办法来加速呢？
这种暴力的耗时就耗在挪动次数上，我们要让他挪动的次数尽量少。
肯定是有的，我们将询问先储存下来，再按照某种方法排序，让他减少挪动的次数，这样会变快一些。
这种方法是强行离线，然后排序，所以这样的普通莫队不能支持修改。
那么怎么排序呢？
一种解决方式是优先按照左端点排序。
这种排序的方式，保证左端点只会向右挪，但是右端点每次最坏还是可以从最前面挪到最后面，从最后面挪到最前面，这样的复杂度还是 \(O(nm)\)，是不行的。
我们的排序是要使左右端点挪动的次数尽量少，所以这里就有一种排序方法：
将序列分成 $ \sqrt{n} $ 个长度为 $ \sqrt{n} $ 的块（其实就是分块），排序第一关键字是询问的左端点所在块的编号，第二关键字是询问的右端点本身的位置，都是升序。然后我们用上面提到的“移动当前区间左右端点”的方法，按顺序求每个询问区间的答案，移动每一个询问区间左右端点可以求出下一个区间的答案。
这里先给出判断某一位置在哪个块中的代码：
int pos(int x){
if(x % (int)sqrt(n)) return x/(int)sqrt(n)+1;
return x/(int)sqrt(n);
}
这就是一般的莫队排序：
bool cmp(node a,node b){
if(pos(a.l) == pos(b.l)){
return a.r<b.r;
}
return pos(a.l)<pos(b.l);
}
但由于出题人过于毒瘤
又多出一种优化，叫做奇偶优化
按奇偶块排序。这也是比较通用的。如果区间左端点所在块不同，那么就直接按左端点从小到大排；如果相同，奇块按右端点从小到大排，偶块按右端点从大到小排。
bool cmp(node a,node b){
if(pos(a.l) == pos(b.l)){
if(pos(a.l)&1) return a.r<b.r;
else return a.r>b.r;
}
return pos(a.l)<pos(b.l);
}
可是，这样做的复杂度是什么？
大约是 \(O(n \sqrt{n})\)。
Code:
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
struct node{
int l,r,id;
};
int t[100010],n,m;
node q[100010];
int a[100010],cnt;
int ans[100010];
int pos(int x){
if(x % (int)sqrt(n)) return x/(int)sqrt(n)+1;
return x/(int)sqrt(n);
}
bool cmp(node a,node b){
if(pos(a.l) == pos(b.l)){
if(pos(a.l)&1) return a.r<b.r;
else return a.r>b.r;
}
return pos(a.l)<pos(b.l);
}
void add(int x){
if(++t[a[x]] == 1) ++cnt;
}
void del(int x){
if(--t[a[x]] == 0) --cnt;
}
int main(){
cin>>n>>m;
for(int i=1;i<=n;i++){
cin>>a[i];
}
for(int i=1;i<=m;i++){
cin>>q[i].l>>q[i].r;
q[i].id=i;
}
sort(q+1,q+m+1,cmp);
int L=1,R=0;
for(int i=1;i<=m;i++){
while(L<q[i].l) del(L++);
while(L>q[i].l) add(--L);
while(R<q[i].r) add(++R);
while(R>q[i].r) del(R--);
ans[q[i].id] = (cnt == q[i].r-q[i].l+1) ? 1 : 0;
}
for(int i=1;i<=m;i++){
printf(ans[i] ? "Yes\n" : "No\n");
}
return 0;
}
二、带修莫队
特点
- 用于离线处理区间问题
- 仅含单点修改
- 能 \(O(1)\) 转移区间（和普通莫队一样）
- 分块的每一块的大小是 \(n^{\frac{2}{3}}\)
- 复杂度 \(O(n^{\frac{5}{3}})\)
带修改的莫队的询问排序方法为：
- 第一关键字：左端点所在块编号，从小到大排序。
- 第二关键字：右端点所在块编号，从小到大排序。
- 第三关键字：经历的修改次数。也可以说是询问的先后，先询问的排前面。
对于前后两个区间的转移：
设当前询问为 \(a\)，下一个询问为 \(b\)，我们已知 \(a\)，要求 \(b\)。
首先我们像普通莫队一样转移左右端点。
这时候我们可能会发现 \(a\) 和 \(b\) 的经历的修改次数不同！
怎么办呢？
然而，莫队就是个优雅的暴力。
假如 \(a\) 较 \(b\) 少修改了 \(p\) 次，那我们就把这 \(p\) 次修改一个一个从前往后暴力地加上去。假如 \(a\) 较 \(b\) 多修改了 \(q\) 次，那我们就把这 \(q\) 次修改从后往前还原掉。
具体代码与普通莫队大同小异，这里不再给出。
例题：P1903 [国家集训队]数颜色 / 维护队列
三、回滚莫队
核心思想
回滚莫队的核心思想是当插入和删除两个操作中有一个实现起来很麻烦，我们就用撤销操作来代替它。
因此，自然地我们将回滚莫队分为不删除莫队（用撤销代替删除）和不插入莫队（用撤销代替插入）两种
不插入莫队
流程：
- 将莫队左端点 \(l\) 初始化为 \(1\)，右端点 \(r\) 初始化为 \(n\)，并维护全局答案；
- 对原序列分块，然后对询问按照如下方式排序：以左端点所在块升序，左端点同块的以右端点降序；
- 对于所有左端点在第 \(b\) 块内的询问，\(l\) 初始化为 \(L_b\) （块的左端点），\(r\) 初始化为 \(n\)；
- 对于同个块内的所有询问，每次先移动右端点（至多移动 \(\Theta(n)\) 次），对于每一个询问，使左端点从 \(L_b\) 出发到指定位置，存完答案后撤销移动端点的改动，使左端点回到 \(L_b\)；
- 按照相同的方式处理下一块。
不删除莫队
流程：
- 对原序列分块，然后对询问按照如下方式排序：以左端点所在块升序，左端点同块的以右端点升序；
- 对于所有左端点在第 \(b\) 块内的询问，\(l\) 初始化为 \(R_b\) （块的右端点），\(r\) 初始化为 \(R_b-1\)；
- 对于左右端点都在第 \(b\) 块内的询问暴力解决（复杂度 \(\Theta(\sqrt{n})\)）
- 现在，其余所有询问的右端点均大于块的右端点，每处理一个询问，我们先将 \(r\) 移动到该询问的右端点，保存下来此时的信息。
- 将 \(l\) 移动到询问的左端点处理出答案，存完答案后撤销移动端点的改动，使左端点回到 \(R_b\)；
- 按照相同的方式处理下一块。
