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莫队

时间：2024-07-20 15:51:33浏览次数：13  
标签：cnt int rhs while qry 莫队 bid

莫队

假设 \(n, m\) 同阶，对于序列上的区间询问问题，如果得知 \([l, r]\) 的答案，可以在 \(O(1)\) 的时间推算出 \([l - 1, r], [l + 1, r], [l, r - 1], [l, r + 1]\) 的答案，那么我们就可以在 \(O(n \sqrt{n})\) 的时间求出所有询问的答案。

普通莫队

实现

将所有的询问离线后以左端点所在的块为第一关键字，右端点为第二关键字进行排序。按排序后的顺序处理每一个询问，暴力从上一个区间的答案推出当前区间的答案。

注意移动指针时应先扩大区间, 后缩小区间。

时间复杂度 \(O(n \sqrt{n})\) 。

for (int i = 1, l = 1, r = 0; i <= m; ++i) {
    while (l > qry[i].l)
        add(--l);

    while (r < qry[i].r)
        add(++r);
    
    while (l < qry[i].l)
        del(l++);

    while (r > qry[i].r)
        del(r--); // 先扩大区间, 后缩小区间

    ans[qry[i].id] = result;
}

优化

调整块长

在随机数据下，块长设为 \(\dfrac{n}{\sqrt{m}}\)​ 会快一些。

奇偶性排序

在选择奇数块时，按照右端点从小到大排序，在偶数块时从大到小排序，这样可以减少右端点进行大跳动的次数，常数优化为原来的 \(\dfrac{1}{2}\) 。

原理：因为右指针移动到右边后就不需要跳回左边了，而跳回左边后处理下一个块是要跳动到右边的。

应用

SP3267 DQUERY - D-query

\(q\) 次询问区间数字种数。

\(n \leq 3 \times 10^4, q \leq 2 \times 10^5, a_i \leq 10^6\)

模板，下给出参考代码。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N = 3e4 + 7, Q = 2e5 + 7, V = 1e6 + 7;

struct Query {
	int l, r, bid, *ans;
	
	inline bool operator < (const Query &rhs) const {
		return bid == rhs.bid ? (bid & 1 ? r > rhs.r : r < rhs.r) : bid < rhs.bid;
	}
} qry[Q];

int a[N], cnt[V], ans[Q];

int n, q, Answer;

template <class T = int>
inline T read() {
	char c = getchar();
	bool sign = (c == '-');
	
	while (c < '0' || c > '9')
		c = getchar(), sign |= (c == '-');
	
	T x = 0;
	
	while ('0' <= c && c <= '9')
		x = (x << 1) + (x << 3) + (c & 15), c = getchar();
	
	return sign ? (~x + 1) : x;
}

inline void add(int x) {
	if (!cnt[a[x]])
		++Answer;
	
	++cnt[a[x]];
}

inline void del(int x) {
	--cnt[a[x]];
	
	if (!cnt[a[x]])
		--Answer;
}

signed main() {
	n = read();
	
	for (int i = 1; i <= n; ++i)
		a[i] = read();
	
	q = read();
	int blocksiz = n / sqrt(q) + 1;
	
	for (int i = 1; i <= q; ++i) {
		qry[i].l = read(), qry[i].r = read();
		qry[i].bid = qry[i].l / blocksiz, qry[i].ans = ans + i;
	}
	
	sort(qry + 1, qry + 1 + q);
	
	for (int i = 1, l = 1, r = 0; i <= q; ++i) {
		while (l > qry[i].l)
			add(--l);
		
		while (r < qry[i].r)
			add(++r);
		
		while (l < qry[i].l)
			del(l++);
		
		while (r > qry[i].r)
			del(r--);
		
		*qry[i].ans = Answer;
	}
	
	for (int i = 1; i <= q; ++i)
		printf("%d\n", ans[i]);
	
	return 0;
}

P2709 小B的询问

\(q\) 次询问区间数字出现次数平方和。

\(n, m, a_i \leq 5 \times 10^4\)

因为 \(a_i\) 的值域只有 \(5 \times10^4\) ，所以我们开个桶记录每个数出现次数。

注意到：

\[(a+1)^2=a^2+2a+1 \]

于是我们就可以很轻松地设计 add 函数和 del 函数了。

P1494 [国家集训队] 小 Z 的袜子

\(m\) 次询问区间内任选两个数相同的概率。

\(n, m \leq 5 \times 10^4, a_i \leq n\)

将题意用式子可以表示为：

\[\cfrac{\sum \dfrac{cnt_k(cnt_k - 1)}{2}}{\dfrac{len(len-1)}{2}} = \dfrac{\sum cnt_k^2 - \sum cnt_k}{len(len-1)} = \dfrac{\sum cnt_k^2 - len}{len(len-1)} \]

问题就转化为求区间数字出现次数平方和。

CF617E XOR and Favorite Number

给定 \(k\) ，\(m\) 次询问区间内有多少子段异或和为 \(k\) 。

\(n, m \leq 10^5\) ，\(k, a_i \leq 10^6\)

可以先预处理出前缀异或值，由前缀和性质可知，问题转化为有多少对 \(i,j\) 满足 \(s_i \oplus s_j = k\) 。注意到 \(x \oplus y = k\) 等价于 \(x \oplus k = y\) 。于是问题转化为区间数字出现次数。

#include <bits/stdc++.h>
typedef long long ll;
using namespace std;
const int N = 1e5 + 7, V = 2e6 + 7;

struct Query {
	int l, r, id, bid;

	inline bool operator < (const Query &rhs) const {
		return bid == rhs.bid ? (bid & 1 ? r > rhs.r : r < rhs.r) : l < rhs.l;
	}
} qry[N];

ll ans[N];
int a[N], cnt[V];

ll result;
int n, m, k, block;

template <class T = int>
inline T read() {
	char c = getchar();
	bool sign = (c == '-');
	
	while (c < '0' || c > '9')
		c = getchar(), sign |= (c == '-');
	
	T x = 0;
	
	while ('0' <= c && c <= '9')
		x = (x << 1) + (x << 3) + (c & 15), c = getchar();
	
	return sign ? (~x + 1) : x;
}

inline void add(int x) {
	result += cnt[a[x] ^ k], ++cnt[a[x]];
}

inline void del(int x) {
	--cnt[a[x]], result -= cnt[a[x] ^ k];
}

signed main() {
	n = read(), m = read(), k = read(), block = n / sqrt(m) + 1;

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

	for (int i = 1; i <= m; ++i)
		qry[i].l = read() - 1, qry[i].r = read(), qry[i].id = i, qry[i].bid = qry[i].l / block;

	sort(qry + 1, qry + 1 + m);

	for (int i = 1, l = 1, r = 0; i <= m; ++i) {
		while (l > qry[i].l)
			add(--l);

		while (r < qry[i].r)
			add(++r);

		while (l < qry[i].l)
			del(l++);

		while (r > qry[i].r)
			del(r--);

		ans[qry[i].id] = result;
	}

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

	return 0;
}

带修莫队

实现

强行加上一维时间维，表示该操作的时间。在查询时修改，改多了就还原回来，改少了就改过去。

设 \(n\) 为序列长度，\(m\) 个询问， \(t\) 个修改，则最佳块长为 \(\sqrt[3]{\dfrac{n^2 t}{m}}\) ，实际操作取块长为 \(n^{\frac{2}{3}}\) 即可。当 \(n, m, t\) 同数量级时时间复杂度为 \(O(n^{\frac{5}{3}})\) 。

应用

P1903 [国家集训队] 数颜色 / 维护队列

\(m\) 次操作：

  • Q l r ：求 \(a_{l, r}\) 中颜色总数。
  • R p c ：将 \(a_p\) 改为颜色 \(c\) 。

\(n, m \leq 1.5 \times 10^5, a_i \leq 10^6\)

模板，下给出参考代码。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N = 1.4e5 + 7, V = 1e6 + 7;

struct Update {
    int pos, val;
} upd[N];

int bel[N];

struct Query {
    int l, r, t, id;
    
    inline bool operator < (const Query &rhs) const {
        return bel[l] == bel[rhs.l] ? (bel[r] == bel[rhs.r] ? t < rhs.t : r < rhs.r) : l < rhs.l;
    }
} qry[N];

int a[N], cnt[V], ans[N];

int n, m, block, cntC, cntQ, result;

template <class T = int>
inline T read() {
    char c = getchar();
    bool sign = (c == '-');
    
    while (c < '0' || c > '9')
        c = getchar(), sign |= (c == '-');
    
    T x = 0;
    
    while ('0' <= c && c <= '9')
        x = (x << 1) + (x << 3) + (c & 15), c = getchar();
    
    return sign ? (~x + 1) : x;
}

inline char readc() {
    char c = getchar();

    while (c != 'Q' && c != 'R')
        c = getchar();

    return c;
}

inline void add(int x) {
    if (!cnt[x])
        ++result;
    
    ++cnt[x];
}

inline void del(int x) {
    --cnt[x];
    
    if (!cnt[x])
        --result;
}

inline void update(int t, Query cur) {
    if (cur.l <= upd[t].pos && upd[t].pos <= cur.r)
        del(a[upd[t].pos]), add(upd[t].val);
    
    swap(upd[t].val, a[upd[t].pos]);
}

signed main() {
    n = read(), m = read(), block = pow(n, 0.667) + 1;
    
    for (int i = 1; i <= n; ++i)
        a[i] = read(), bel[i] = i / block;
    
    for (int i = 1; i <= m; ++i) {
        if (readc() == 'R')
            upd[++cntC].pos = read(), upd[cntC].val = read();
        else
            qry[++cntQ].l = read(), qry[cntQ].r = read(), qry[cntQ].t = cntC, qry[cntQ].id = cntQ;
    }
    
    sort(qry + 1, qry + 1 + cntQ);
    
    for (int i = 1, l = 1, r = 0, t = 0; i <= cntQ; ++i) {
        while (l > qry[i].l)
            add(a[--l]);
        
        while (r < qry[i].r)
            add(a[++r]);
        
        while (l < qry[i].l)
            del(a[l++]);
        
        while (r > qry[i].r)
            del(a[r--]);
        
        while (t < qry[i].t)
            update(++t, qry[i]);
        
        while (t > qry[i].t)
            update(t--, qry[i]);
        
        ans[qry[i].id] = result;
    }
    
    for (int i = 1; i <= cntQ; ++i)
        printf("%d\n", ans[i]);
    
    return 0;
}

树上莫队

实现

考虑将树的括号序跑下来，在括号序上跑莫队。

设点 \(i\) 入栈时时间戳为 \(st_i\) ，出栈时时间戳为 \(ed_i\) ，则对于查询 \(u \to v\) 路径上的信息分类讨论（钦定 \(dfn_u < dfn_v\) ）：

  • \(u\) 是 \(v\) 的祖先：查询 \([st_u, st_v]\) 即可。
  • \(u\) 不是 \(v\) 的祖先：查询 \([ed_u, st_v]\) 和 \(LCA(u, v)\) 即可。

注意查询时应忽略出现两次的点，括号序要开两倍内存。

时间复杂度和普通莫队时一样的。

应用

COT2 - Count on a tree II

给定一棵 \(n\) 个点的树，\(m\) 次查询 \(u \to v\) 路径上节点颜色种数。

\(n \leq 4 \times 10^4, m \leq 10^5\)

模板，下给出参考代码。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N = 1e5 + 7;

struct Graph {
	vector<int> e[N];
	
	inline void insert(int u, int v) {
		e[u].emplace_back(v);
	}
} G;

struct Query {
	int l, r, lca, id, bid;

	inline bool operator < (const Query &rhs) const {
		return bid == rhs.bid ? (bid & 1 ? r > rhs.r : r < rhs.r) : l < rhs.l;
	}
} qry[N];

int a[N], fa[N], dep[N], siz[N], son[N], top[N], st[N], ed[N], seq[N], cnt[N], ans[N];
bool tag[N];

int n, m, block, dfstime, result;

template <class T = int>
inline T read() {
	char c = getchar();
	bool sign = (c == '-');
	
	while (c < '0' || c > '9')
		c = getchar(), sign |= (c == '-');
	
	T x = 0;
	
	while ('0' <= c && c <= '9')
		x = (x << 1) + (x << 3) + (c & 15), c = getchar();
	
	return sign ? (~x + 1) : x;
}

void dfs1(int u, int f) {
	fa[u] = f, dep[u] = dep[f] + 1, siz[u] = 1;
	int mxsiz = -1;

	for (int v : G.e[u]) {
		if (v == f)
			continue;

		dfs1(v, u), siz[u] += siz[v];

		if (siz[v] > mxsiz)
			son[u] = v, mxsiz = siz[v];
	}
}

void dfs2(int u, int topf) {
	top[u] = topf, seq[st[u] = ++dfstime] = u;

	if (son[u])
		dfs2(son[u], topf);

	for (int v : G.e[u])
		if (v != fa[u] && v != son[u])
			dfs2(v, v);

	seq[ed[u] = ++dfstime] = u;
}

inline int LCA(int x, int y) {
	while (top[x] != top[y]) {
		if (dep[top[x]] < dep[top[y]])
			swap(x, y);

		x = fa[top[x]];
	}

	return dep[x] < dep[y] ? x : y;
}

inline void add(int x) {
	if (!cnt[a[x]])
		++result;

	++cnt[a[x]];
}

inline void del(int x) {
	--cnt[a[x]];

	if (!cnt[a[x]])
		--result;
}

inline void update(int x) {
	if (tag[x])
		del(x), tag[x] = false;
	else
		add(x), tag[x] = true;
}

signed main() {
	n = read(), m = read();
	vector<int> vec;

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

	sort(vec.begin(), vec.end());
	vec.erase(unique(vec.begin(), vec.end()), vec.end());

	for (int i = 1; i <= n; ++i)
		a[i] = lower_bound(vec.begin(), vec.end(), a[i]) - vec.begin();

	for (int i = 1; i < n; ++i) {
		int u = read(), v = read();
		G.insert(u, v), G.insert(v, u);
	}

	dfs1(1, 0), dfs2(1, 1);
	block = n * 2 / sqrt(m * 0.667);

	for (int i = 1; i <= m; ++i) {
		int x = read(), y = read();

		if (st[x] > st[y])
			swap(x, y);

		qry[i].id = i, qry[i].lca = LCA(x, y);

		if (qry[i].lca == x)
			qry[i].l = st[x], qry[i].r = st[y], qry[i].lca = 0;
		else
			qry[i].l = ed[x], qry[i].r = st[y];

		qry[i].bid = qry[i].l / block;
	}

	sort(qry + 1, qry + 1 + m);

	for (int i = 1, l = 1, r = 0; i <= m; ++i) {
		while (l > qry[i].l)
			update(seq[--l]);

		while (r < qry[i].r)
			update(seq[++r]);

		while (l < qry[i].l)
			update(seq[l++]);

		while (r > qry[i].r)
			update(seq[r--]);

		if (qry[i].lca)
			update(qry[i].lca);

		ans[qry[i].id] = result;

		if (qry[i].lca)
			update(qry[i].lca);
	}

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

	return 0;
}

P4074 [WC2013] 糖果公园

给定一棵树，\(q\) 次询问 \(u \to v\) 路径上 \(\sum a_{c_i} \sum_{j = 1}^{cnt_{c_i}} w_i\) 的值，其中 \(a_{c_i}\) 表示颜色 \(c_i\) 的价值，\(cnt_{c_i}\) 表示 \(c_i\) 出现次数，\(w_i\) 表示出现 \(i\) 次的价值。

\(n, m, q \leq 10^5\) 。

树上带修莫队模板，下给出参考代码。

回滚莫队

大前提：一类可离线问题。

  • 有些信息区间伸长时很好维护，区间缩短时却不好维护。
  • 有些信息区间缩短时很好维护，区间伸长时却不好维护。

实现

只增不删回滚莫队

首先将询问排序，应保证左端点在同一块内的询问的右端点单调不降。

若区间端点在同一块内，直接暴力解决即可。

否则每次处理询问时，令 \(l\) 指针指向块尾，\(r\) 指针指向块尾。先移动 \(r\) 指针，由于右端点不降，于是只要插入即可。保留下来信息，后移动 \(l\) 指针求解，处理完后用前面保留下来的信息恢复即可。

只删不增回滚莫队

首先将询问排序，应保证左端点在同一块内的询问的右端点单调不升。

若区间端点在同一块内，直接暴力解决即可。

否则每次处理询问时，令 \(l\) 指针指向块头，\(r\) 指针指向 \(n\) 。先移动 \(r\) 指针，由于右端点不升，于是只要删除即可。保留下来信息，后移动 \(l\) 指针求解，处理完后用前面保留下来的信息恢复即可。

时间复杂度分析

设分块大小为 \(B\) ，则时间复杂度为 \(O(mB + \dfrac{n^2}{B})\) ，当 \(B= \dfrac{n}{\sqrt{m}}\) 时复杂度最优为 \(O(n \sqrt{m})\) 。

应用

歴史の研究

\(m\) 次询问区间内 \(\max a_i \times cnt_{a_i}\) 。

\(n, m \leq 10^5\)

模板，下给出参考代码。

#include <bits/stdc++.h>
typedef long long ll;
using namespace std;
const int N = 2e5 + 7;

int bid[N];

struct Query {
	int l, r, id;
	
	inline bool operator < (const Query &b) const {
		return bid[l] == bid[b.l] ? r < b.r : l < b.l;
	}
} qry[N];

vector<int> vec;

ll ans[N];
int a[N], L[N], R[N], cnt[N], BFcnt[N];

ll result;
int n, m, block, tot;

template <class T = int>
inline T read() {
	char c = getchar();
	bool sign = (c == '-');
	
	while (c < '0' || c > '9')
		c = getchar(), sign |= (c == '-');
	
	T x = 0;
	
	while ('0' <= c && c <= '9')
		x = (x << 1) + (x << 3) + (c & 15), c = getchar();
	
	return sign ? (~x + 1) : x;
}

inline void prework() {
	block = pow(n, 0.666) + 1;

	while (++tot) {
		L[tot] = R[tot - 1] + 1, R[tot] = min(block * tot, n);
		fill(bid + L[tot], bid + R[tot] + 1, tot);

		if (R[tot] == n)
			break;
	}
}

inline ll BruteForce(int l, int r) {
	ll BFres = 0;
	
	for (int i = l; i <= r; ++i)
		BFres = max(BFres, 1ll * (++BFcnt[a[i]]) * vec[a[i]]);

	for (int i = l; i <= r; ++i)
		--BFcnt[a[i]];
	
	return BFres;
}

signed main() {
	n = read(), m = read();
	prework();
	
	for (int i = 1; i <= n; ++i)
		vec.emplace_back(a[i] = read());
	
	sort(vec.begin(), vec.end());
	vec.erase(unique(vec.begin(), vec.end()), vec.end());
	
	for (int i = 1; i <= n; ++i)
		a[i] = lower_bound(vec.begin(), vec.end(), a[i]) - vec.begin();
	
	for (int i = 1; i <= m; ++i)
		qry[i].l = read(), qry[i].r = read(), qry[i].id = i;
	
	sort(qry + 1, qry + 1 + m);
	
	for (int i = 1, pos = 1; i <= tot; ++i) {
		memset(cnt, 0, sizeof(int) * vec.size());
		result = 0;
		
		for (int r = R[i], l = R[i] + 1; pos <= m && bid[qry[pos].l] == i; ++pos) {
			if (bid[qry[pos].r] == i) {
				ans[qry[pos].id] = BruteForce(qry[pos].l, qry[pos].r);
				continue;
			}
			
			while (r < qry[pos].r)
				++cnt[a[++r]], result = max(result, 1ll * cnt[a[r]] * vec[a[r]]);
			
			ll nowresult = result;
			
			while (l > qry[pos].l)
				++cnt[a[--l]], nowresult = max(nowresult, 1ll * cnt[a[l]] * vec[a[l]]);
			
			ans[qry[pos].id] = nowresult;
			
			while (l <= R[i])
				--cnt[a[l++]];
		}
	}
	
	for (int i = 1; i <= m; ++i)
		printf("%lld\n", ans[i]);
	
	return 0;
}

P5906 【模板】回滚莫队&不删除莫队

\(m\) 次询问区间中相同的数的最大出现下标差。

\(n, m \leq 2 \times 10^5\)

你说的对但这个是真模板题。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N = 2e5 + 7;

int bid[N];

struct Query {
	int l, r, id;
	
	inline bool operator < (const Query &b) const {
		return bid[l] == bid[b.l] ? r < b.r : l < b.l;
	}
} qry[N];

vector<int> vec;

int a[N], L[N], R[N], lpos[N], rpos[N], BFlpos[N], BFrpos[N], ans[N];

int n, m, block, tot;

template <class T = int>
inline T read() {
	char c = getchar();
	bool sign = (c == '-');
	
	while (c < '0' || c > '9')
		c = getchar(), sign |= (c == '-');
	
	T x = 0;
	
	while ('0' <= c && c <= '9')
		x = (x << 1) + (x << 3) + (c & 15), c = getchar();
	
	return sign ? (~x + 1) : x;
}

inline void prework() {
	block = pow(n, 0.666) + 1;

	while (++tot) {
		L[tot] = R[tot - 1] + 1, R[tot] = min(block * tot, n);
		fill(bid + L[tot], bid + R[tot] + 1, tot);

		if (R[tot] == n)
			break;
	}
}

inline int BruteForce(int l, int r) {
	int result = 0;
	
	for (int i = l; i <= r; ++i) {
		BFlpos[a[i]] = min(BFlpos[a[i]], i), BFrpos[a[i]] = max(BFrpos[a[i]], i);
		result = max(result, BFrpos[a[i]] - BFlpos[a[i]]);
	}

	for (int i = l; i <= r; ++i)
		BFlpos[a[i]] = n + 1, BFrpos[a[i]] = 0;
	
	return result;
}

signed main() {
	n = read(), prework();
	
	for (int i = 1; i <= n; ++i)
		vec.emplace_back(a[i] = read());
	
	sort(vec.begin(), vec.end());
	vec.erase(unique(vec.begin(), vec.end()), vec.end());
	
	for (int i = 1; i <= n; ++i)
		a[i] = lower_bound(vec.begin(), vec.end(), a[i]) - vec.begin();

	m = read();
	
	for (int i = 1; i <= m; ++i)
		qry[i].l = read(), qry[i].r = read(), qry[i].id = i;
	
	sort(qry + 1, qry + 1 + m);
	fill(BFlpos, BFlpos + vec.size(), n + 1);
	fill(BFrpos, BFrpos + vec.size(), 0);
	
	for (int i = 1, pos = 1; i <= tot; ++i) {
		fill(lpos, lpos + vec.size(), n + 1);
		fill(rpos, rpos + vec.size(), 0);
		int result = 0;
		
		for (int r = R[i], l = R[i] + 1; pos <= m && bid[qry[pos].l] == i; ++pos) {
			if (bid[qry[pos].r] == i) {
				ans[qry[pos].id] = BruteForce(qry[pos].l, qry[pos].r);
				continue;
			}
			
			while (r < qry[pos].r) {
				++r;
				lpos[a[r]] = min(lpos[a[r]], r), rpos[a[r]] = max(rpos[a[r]], r);
				result = max(result, rpos[a[r]] - lpos[a[r]]);
			}
			
			int nowresult = result;
			
			while (l > qry[pos].l) {
				--l;
				BFlpos[a[l]] = min(BFlpos[a[l]], l), BFrpos[a[l]] = max(BFrpos[a[l]], l);
				nowresult = max(nowresult, max(rpos[a[l]], BFrpos[a[l]]) - min(lpos[a[l]], BFlpos[a[l]]));

			}			
			ans[qry[pos].id] = nowresult;

			while (l <= R[i])
				BFlpos[a[l]] = n + 1, BFrpos[a[l]] = 0, ++l;
		}
	}
	
	for (int i = 1; i <= m; ++i)
		printf("%d\n", ans[i]);
	
	return 0;
}

ZQUERY - Zero Query

\(m\) 次询问区间内区间和为 \(0\) 的最大区间长。

\(n, m \leq 5 \times 10^4, a_i = \pm 1\)

做完前缀和就和上题差不多了。

标签：cnt,int,rhs,while,qry,莫队,bid
From： https://www.cnblogs.com/wshcl/p/18313245/MoAlgorithm

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