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分块和莫队

时间：2024-02-27 18:04:50浏览次数：33  
标签：bel 分块 int tot add MAXN Maxn 莫队

1 分块

1.1 概念简述

分块被称为 “优雅的暴力”。

对于一个区间 $[1,n]$，我们将其分成若干个块。在处理整块时直接维护整块信息，达到降低时间复杂度的目的。

对于常规分块，设块长为 $m$，则一般情况下 $m$ 取 $\sqrt{n}$ 时复杂度最优。

下面举几例来说明分块如何降低时间复杂度。

1.2 分块实例

1.2.1 「例 1」

Problem：

维护区间加法，单点查询。

Solution：

巨佬可以直接用树状数组、线段树，我们来考虑一下分块。

对于每一个块维护一个加法标记 $add_i$，对于整块直接修改 $add_i$。

对于区间两端的零碎块，我们直接暴力修改 $a_i$ 的值。

复杂度 $O(n\sqrt n)$。

Code：

#include <bits/stdc++.h>
#define MAXN 100010
using namespace std;
typedef long long LL;
const int INF = 2e9;

int n, a[MAXN], sq, bel[MAXN], mark[MAXN], st[MAXN], en[MAXN];

int main() {
    ios::sync_with_stdio(0);
    cin >> n;
    sq = sqrt(n);

    for (int i = 1; i <= n; i++) {
        cin >> a[i];
    }

    for (int i = 1; i <= sq; i++) {
        st[i] = n / sq * (i - 1) + 1;
        en[i] = n / sq * i;
    }

    en[sq] = n;

    for (int i = 1; i <= sq; i++) {
        for (int j = st[i]; j <= en[i]; j++) {
            bel[j] = i;
        }
    }

    while (n--) {
        int op, l, r, c;
        cin >> op >> l >> r >> c;

        if (op == 0) {
            if (bel[l] == bel[r]) {
                for (int i = l; i <= r; i++) {
                    a[i] += c;
                }
            } else {
                for (int i = l; i <= en[bel[l]]; i++) {
                    a[i] += c;
                }

                for (int i = st[bel[r]]; i <= r; i++) {
                    a[i] += c;
                }

                for (int i = bel[l] + 1; i < bel[r]; i++) {
                    mark[i] += c;
                }
            }
        } else {
            cout << a[r] + mark[bel[r]] << endl;
        }
    }

    return 0;
}

1.2.2 「例 2」

Problem：

维护区间开方，区间查询。

Solution：

开根号操作无法维护总和，但我们发现值域是 $[0,2^{31}-1]$，类比 P4145，开根号操作总计不会超过十次，对于已经是 $1$ 的数字，再开根号没有意义。

所以在处理整块的时候，如果这一块内所有数都为 $1$，则无需修改，直接跳过即可；剩下的零碎块直接暴力修改即可，这样保证了修改操作不超时。

Code：

#include <bits/stdc++.h>
#define MAXN 100010
using namespace std;
typedef long long LL;
const int INF = 2e9;

void read(int &p) {
    int x = 0, f = 1;
    char ch = getchar();

    while (ch < '0' || ch > '9') {
        if (ch == '-')
            f = -1;

        ch = getchar();
    }

    while (ch >= '0' && ch <= '9') {
        x = x * 10 + ch - 48;
        ch = getchar();
    }

    p = x * f;
}

void write(int p) {
    if (p < 0) {
        putchar('-');
        p *= -1;
    }

    if (p > 9)
        write(p / 10);

    putchar(p % 10 + '0');
    return ;
}

int n, a[MAXN], sq, st[MAXN], ed[MAXN], sum[MAXN], mark[MAXN], bel[MAXN];

struct block {
    void build() {
        sq = sqrt(n);

        for (int i = 1; i <= sq; i++) {
            st[i] = n / sq * (i - 1) + 1;
            ed[i] = n / sq * i;
        }

        ed[sq] = n;

        for (int i = 1; i <= sq; i++) {
            for (int j = st[i]; j <= ed[i]; j++) {
                bel[j] = i;
                sum[i] += a[j];
            }
        }
    }
    void change(int l, int r) {
        int L = bel[l], R = bel[r];

        if (L == R) {
            for (int i = l; i <= r; i++) {
                sum[L] -= a[i];
                a[i] = sqrt(a[i]);
                sum[L] += a[i];
            }
        } else {
            for (int i = l; i <= ed[L]; i++) {
                sum[L] -= a[i];
                a[i] = sqrt(a[i]);
                sum[L] += a[i];
            }

            for (int i = st[R]; i <= r; i++) {
                sum[R] -= a[i];
                a[i] = sqrt(a[i]);
                sum[R] += a[i];
            }

            for (int i = L + 1; i < R; i++) {
                if (mark[i] == 1)
                    continue;

                sum[i] = 0;
                mark[i] = 1;

                for (int j = st[i]; j <= ed[i]; j++) {
                    a[j] = sqrt(a[j]);
                    sum[i] += a[j];

                    if (a[j] > 1)
                        mark[i] = 0;
                }
            }
        }
    }
    int query(int l, int r) {
        int L = bel[l], R = bel[r], ans = 0;

        if (L == R) {
            for (int i = l; i <= r; i++)
                ans += a[i];
        } else {
            for (int i = l; i <= ed[L]; i++)
                ans += a[i];

            for (int i = st[R]; i <= r; i++)
                ans += a[i];

            for (int i = L + 1; i < R; i++)
                ans += sum[i];
        }

        return ans;
    }
};

block B;

int main() {
    ios::sync_with_stdio(0);
    read(n);

    for (int i = 1; i <= n; i++)
        read(a[i]);

    B.build();

    while (n--) {
        int op, l, r, c;
        read(op), read(l), read(r), read(c);

        if (op == 0)
            B.change(l, r);
        else
            cout << B.query(l, r) << endl;
    }

    return 0;
}

2 莫队

2.1 普通莫队

2.1.1 基础思想

莫队是一种离线算法，用于处理区间询问问题。

对于莫队的使用要求是：可以在 $O(1)$ 的时间复杂度内移动左端点或右端点一次。

而莫队的基本思想是：将所有询问区间按照顺序排序，接着暴力移动区间端点。利用分块思想，将左端点 $l$ 分块；以 $l$ 所属的块的编号为第一关键字，以 $r$​ 为第二关键字排序。实际中还有奇偶性优化的排序。块长仍然取 $\sqrt n$ 即可。

2.1.2 代码

以 小 Z 的袜子 为例题，给出代码：

#include <bits/stdc++.h>
#define MAXN 50010
using namespace std;
typedef long long LL;
const int INF = 2e9;

LL n, a[MAXN], m, bel[MAXN], sq;
struct node{
	LL l, r, id;
}q[MAXN];

struct node1{
	LL x, y;
}ans[MAXN];

bool cmp(node x, node y)
{
	if(bel[x.l] != bel[y.l]) return bel[x.l] < bel[y.l];
	if(bel[x.l] & 1) return x.r < y.r;
	return x.r > y.r;
}

LL cnt, tot[MAXN];

void add(int p)
{
	int x = a[p];
	tot[x]++;
	if(tot[x] > 1) cnt += (tot[x] - 1);
}

void del(int p)
{
	int x = a[p];
	tot[x]--;
	if(tot[x] >= 1) cnt -= tot[x];
}

int main(){
	ios::sync_with_stdio(0);
	cin >> n >> m;
	sq = sqrt(n);
	for(int i = 1; i <= n; i++)
	{
		cin >> a[i];
		bel[i] = i / sq + 1;
	}		
	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(r > q[i].r) del(r--);
		while(l > q[i].l) add(--l);
		while(r < q[i].r) add(++r);
		ans[q[i].id].x = cnt;
		ans[q[i].id].y = (q[i].r - q[i].l + 1) * (q[i].r - q[i].l) / 2;                       
	}
	for(int i = 1; i <= m; i++)
	{
		if(ans[i].x == 0 || ans[i].y == 0)
		{
			cout << "0/1" << endl;
			continue;
		}
		int xx = ans[i].x / __gcd(ans[i].x, ans[i].y);
		int yy = ans[i].y / __gcd(ans[i].x, ans[i].y);
		cout << xx << '/' << yy << endl;
	}
	return 0;
}

2.2 带修莫队

2.2.1 基础思想

普通莫队是不能修改的。

我们给他强行加上一位时间维，同时记录每个时间所进行的操作。

这样在莫队转移的时候，我们只需要同时修改时间维即可。注意这个操作也要 $O(1)$​ 完成。

但是带修莫队有非常特殊的一点：为了达到最优时间复杂度，我们的块长要取到 $n^{\frac 23}$，复杂度为 $O(n^{\frac 53})$​。

2.2.2 代码

以 数颜色 / 维护队列 为例，给出代码：

#include <bits/stdc++.h>
#define MAXN 1000010

using namespace std;
typedef long long LL;
const int INF = 2e9;

int n, m, bl, cnt1, cnt2, a[MAXN], bel[MAXN], ans[MAXN];
struct node{
	int l, r, id, t;
}q[MAXN];

struct node2{
	int p, col;
}q2[MAXN];

int cnt, tot[MAXN];

bool cmp(node x, node y)
{
	if(bel[x.l] != bel[y.l]) return bel[x.l] < bel[y.l];
	if(bel[x.r] != bel[y.r]) return bel[x.r] < bel[y.r];
	return x.t < y.t;
}

void add(int x)
{
	int p = a[x];
	if(tot[p] == 0) cnt++;
	tot[p]++;
}

void del(int x)
{
	int p = a[x];
	tot[p]--;
	if(tot[p] == 0) cnt--;
}

void change(int i, int x)
{
	if(q2[x].p >= q[i].l && q2[x].p <= q[i].r)
	{
		del(q2[x].p);
		if(tot[q2[x].col] == 0) cnt++;	
		tot[q2[x].col]++;
	}
	swap(a[q2[x].p], q2[x].col);
}

int main(){
	ios::sync_with_stdio(false);
	cin >> n >> m;
	bl = pow(n, 2.0 / 3.0);
	for(int i = 1; i <= n; i++)
	{
		cin >> a[i];
		bel[i] = i / bl + 1;
	}	
	for(int i = 1; i <= m; i++)
	{
		string op;
		int x, y;
		cin >> op >> x >> y;
		if(op[0] == 'Q')
		{
			q[++cnt1].l = x;
			q[cnt1].r = y;
			q[cnt1].id = cnt1;
			q[cnt1].t = cnt2;
		}
		else
		{
			q2[++cnt2].p = x;
			q2[cnt2].col = y;
		}
	}
	sort(q + 1, q + cnt1 + 1, cmp);
	int l = 1, r = 0, t = 0;
	for(int i = 1; i <= cnt1; i++)
	{
		while(l < q[i].l) del(l++);
		while(r > q[i].r) del(r--);
		while(l > q[i].l) add(--l);
		while(r < q[i].r) add(++r);
		while(t < q[i].t) change(i, ++t);
		while(t > q[i].t) change(i, t--);
		ans[q[i].id] = cnt;
	}
	for(int i = 1; i <= cnt1; i++)
	{
		cout << ans[i] << endl;
	}
	return 0;
}

2.3 树上莫队

2.3.1 基础思想

对于一个在树上的问题，我们可以将他转化为序列上的问题。

考虑使用欧拉序，例如对于下面这棵树：

其欧拉序为：$1,2,4,5,5,6,6,7,7,4,2,3,3,1$​。

这样我们可以将树上的问题转化为序列上的问题。

下面直接看一道例题。

2.3.2 树上莫队实例

以 COT2 - Count on a tree II 为例。

Problem：

求出树上两点间不同颜色的数量。

Solution：

我们还是以 2.3.1 中的树为例。

我们先假设 $st[u]<st[v]$。

  • 当查询的 $u,v$ 满足 $lca(u,v)=u$ ，例如 $u=2,v=6$，我们在欧拉序中取出 $[st_2,st_6]$ 区间为 $(2,4,5,5,6)$ 。在这个区间中，$5$ 出现了两次，因此它并不属于这条链；其余的所有数字就是这条链上的数字 $(2,4,6)$。
  • 当查询的 $u,v$ 不满足 $lca(u,v)=u$ 时，例如 $u=5,v=3$，我们在欧拉序中取出 $[ed_5,st_3]$ 区间为 $(5,6,6,7,7,4,2,3)$，将出现两次的数仍然去掉，可以得到 $(5,4,2,3)$。然而我们也发现，此时 $lca(u,v)$ 不一定被统计上，因此在这时要特判 $lca(u,v)$。

至于如何维护，直接拿树剖就行了，方便快捷。

Code：

#include <bits/stdc++.h>

using namespace std;

typedef long long LL;
const int Maxn = 2e5 + 5;

int n, m;
int a[Maxn], t[Maxn];

int head[Maxn], edgenum;
struct node{
	int nxt, to;
}edge[Maxn];

void add_edge(int from, int to) {
	edge[++edgenum].nxt = head[from];
	edge[edgenum].to = to;
	head[from] = edgenum;
}

int dep[Maxn], fa[Maxn], st[Maxn], ed[Maxn], siz[Maxn], son[Maxn], top[Maxn], cnt, rnk[Maxn];

void dfs1(int u) {
	son[u] = -1;
	siz[u] = 1;
	st[u] = ++cnt;
	rnk[cnt] = u;
	for(int i = head[u]; i; i = edge[i].nxt) {
		int to = edge[i].to;
		if(to == fa[u]) continue;
		dep[to] = dep[u] + 1;
		fa[to] = u;
		dfs1(to);
		siz[u] += siz[to];
		if(son[u] == -1 || siz[to] > siz[son[u]]) {
			son[u] = to;
		}
	}
	ed[u] = ++cnt;
	rnk[cnt] = u;
}

void dfs2(int u, int v) {
	top[u] = v;
	if(son[u] == -1) return ;
	dfs2(son[u], v);
	for(int i = head[u]; i; i = edge[i].nxt) {
		int to = edge[i].to;
		if(to != fa[u] && to != son[u]) {
			dfs2(to, to);
		} 
	}
}

int Lca(int u, int v) {
	while(top[u] != top[v]) {
		if(dep[top[u]] > dep[top[v]]) swap(u, v);
		v = fa[top[v]];
	}
	return dep[u] > dep[v] ? v : u;
}

int sq, bel[Maxn];

struct node1 {
	int l, r, id, lca;
	bool operator < (const node1 &b) const {
		if(bel[l] != bel[b.l]) return bel[l] < bel[b.l];
		if(bel[l] & 1) return r < b.r;
		return r > b.r;
	}
}q[Maxn];

bool vis[Maxn];
int tot, num[Maxn];

void add(int p) {
	int x = a[p];
	if(vis[p]) {
		num[x]--;
		if(num[x] == 0) tot--;
	}
	else {
		num[x]++;
		if(num[x] == 1) tot++;
	}
	vis[p] ^= 1;
}

int ans[Maxn];

int main() {
//	freopen("1.in", "r", stdin);
//	freopen("1.txt", "w", stdout);
	ios::sync_with_stdio(0);
	cin >> n >> m;
	for(int i = 1; i <= n; i++) {
		cin >> a[i];
		t[i] = a[i];
	}
	sort(t + 1, t + n + 1);
	int p = unique(t + 1, t + n + 1) - t - 1;
	for(int i = 1; i <= n; i++) {
		a[i] = lower_bound(t + 1, t + p + 1, a[i]) - t;
//		cout << a[i] << '\n';
	}
	for(int i = 1; i < n; i++) {
		int u, v;
		cin >> u >> v;
		add_edge(u, v);
		add_edge(v, u);
	}
	dep[1] = 1;
	dfs1(1);
	dfs2(1, 1);
	for(int i = 1; i <= m; i++) {
		int u, v, lca;
		cin >> u >> v;
		if(st[u] > st[v]) swap(u, v);
		lca = Lca(u, v);
		q[i].lca = lca;
		if(lca == u) {
			q[i].l = st[u];
			q[i].r = st[v];
			q[i].lca = 0;
		}
		else {
			q[i].l = ed[u];
			q[i].r = st[v];
		}
		q[i].id = i;
	}
	sq = sqrt(2 * n);
	for(int i = 1; i <= 2 * n; i++) {
		bel[i] = i / sq + 1;
	}
	sort(q + 1, q + m + 1);
	int l = 1, r = 0;
	for(int i = 1; i <= m; i++) {
		while(l > q[i].l) add(rnk[--l]);
		while(r < q[i].r) add(rnk[++r]);
		while(l < q[i].l) add(rnk[l++]);
		while(r > q[i].r) add(rnk[r--]);
		if(q[i].lca) {
			add(q[i].lca);
		}
		ans[q[i].id] = tot;
		if(q[i].lca) {
			add(q[i].lca);
		}
	}
	for(int i = 1; i <= m; i++) {
		cout << ans[i] << '\n';
	}
	return 0; 
}

2.3.3 树上带修莫队

树上莫队自然也可以带修，思路与普通莫队的带修一致。这里不再赘述。

可以做一下 [WC2013] 糖果公园。

2.4 回滚莫队

2.4.1 基础思想

在一些问题中，我们会发现，add 和 del 操作通常只有一个可以简单用 $O(1)$ 维护，另一个则不行。

这种时候，我们就可以使用回滚莫队。其具体思想是：利用回滚处理另一个不好完成的操作，这样只需要完成好完成的操作即可。

这里需要给出回滚莫队的基本步骤：

  • 首先按普通莫队排序。
  • 如果当前询问的左端点块发生变化，设其为 $B$。则将当前左端点设为 $B$ 块右端点加一，右端点设为 $B$ 块右端点。
  • 如果询问左右端点在同一个块内，暴力求出答案。
  • 否则，不断扩展右端点和左端点直到达到询问区间，回答询问。
  • 回滚左指针，撤销左指针移动带来的改动。

2.4.2 代码

不想写了，给一个 oi-wiki 上的板子（格式化了）：

//AT_joisc2014_c 歴史の研究
#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N = 1e5 + 5;
int n, q;
int x[N], t[N], m;

struct Query {
    int l, r, id;
} Q[N];

int pos[N], L[N], R[N], sz, tot;
int cnt[N], __cnt[N];
ll ans[N];

bool cmp(const Query &A, const Query &B) {
    if (pos[A.l] == pos[B.l])
        return A.r < B.r;

    return pos[A.l] < pos[B.l];
}

void build() {
    sz = sqrt(n);
    tot = n / sz;

    for (int i = 1; i <= tot; i++) {
        L[i] = (i - 1) * sz + 1;
        R[i] = i * sz;
    }

    if (R[tot] < n) {
        ++tot;
        L[tot] = R[tot - 1] + 1;
        R[tot] = n;
    }
}

void Add(int v, ll &Ans) {
    ++cnt[v];
    Ans = max(Ans, 1LL * cnt[v] * t[v]);
}

void Del(int v) {
    --cnt[v];
}

int main() {
    scanf("%d %d", &n, &q);

    for (int i = 1; i <= n; i++)
        scanf("%d", &x[i]), t[++m] = x[i];

    for (int i = 1; i <= q; i++)
        scanf("%d %d", &Q[i].l, &Q[i].r), Q[i].id = i;

    build();

    // 对询问进行排序
    for (int i = 1; i <= tot; i++)
        for (int j = L[i]; j <= R[i]; j++)
            pos[j] = i;

    sort(Q + 1, Q + 1 + q, cmp);

    // 离散化
    sort(t + 1, t + 1 + m);
    m = unique(t + 1, t + 1 + m) - (t + 1);

    for (int i = 1; i <= n; i++)
        x[i] = lower_bound(t + 1, t + 1 + m, x[i]) - t;

    int l = 1, r = 0, last_block = 0, __l;
    ll Ans = 0, tmp;

    for (int i = 1; i <= q; i++) {
        // 询问的左右端点同属于一个块则暴力扫描回答
        if (pos[Q[i].l] == pos[Q[i].r]) {
            for (int j = Q[i].l; j <= Q[i].r; j++)
                ++__cnt[x[j]];

            for (int j = Q[i].l; j <= Q[i].r; j++)
                ans[Q[i].id] = max(ans[Q[i].id], 1LL * t[x[j]] * __cnt[x[j]]);

            for (int j = Q[i].l; j <= Q[i].r; j++)
                --__cnt[x[j]];

            continue;
        }

        // 访问到了新的块则重新初始化莫队区间
        if (pos[Q[i].l] != last_block) {
            while (r > R[pos[Q[i].l]])
                Del(x[r]), --r;

            while (l < R[pos[Q[i].l]] + 1)
                Del(x[l]), ++l;

            Ans = 0;
            last_block = pos[Q[i].l];
        }

        // 扩展右端点
        while (r < Q[i].r)
            ++r, Add(x[r], Ans);

        __l = l;
        tmp = Ans;

        // 扩展左端点
        while (__l > Q[i].l)
            --__l, Add(x[__l], tmp);

        ans[Q[i].id] = tmp;

        // 回滚
        while (__l < l)
            Del(x[__l]), ++__l;
    }

    for (int i = 1; i <= q; i++)
        printf("%lld\n", ans[i]);

    return 0;
}

标签：bel,分块,int,tot,add,MAXN,Maxn,莫队
From： https://www.cnblogs.com/dzbblog/p/18037450

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