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[ABC371F] Takahashi in Narrow Road 题解

时间:2024-09-22 23:01:25浏览次数:10  
标签:rt return int 题解 mid st ABC371F ans Narrow

洛谷题目链接

Atcoder题目链接

前言

这道题我赛时想到了正解并打了出来,然后因为把\(l\)打成了\(1\)导致WA\(\times 23\),然后又没场切六道题(悲。

然后赛后有人说正解是珂朵莉树/线段树,然而我是珂朵莉树\(+\)线段树,

题意

数轴上有\(n\)个人,第\(i\)个人初始在\(X_i\)处,每一次操作可以选择一个人,若目标位置没有其它人则可以将这个人的位置\(+1\)或\(-1\),现在你需要按顺序满足\(q\)个要求,对于要求\(i\),你需要让从左往右第\(T_i\)个人在数轴上的\(G_i\)处。求你满足所有要求后的最小操作次数。

\(1\le n,q\le 2\times 10^5\),\(0\le G_i\le 10^8\),\(0\le X_1<X_2<...<X_n\le10^8\)。

思路

先看一下这道题感觉是一道数据结构题,然后是在线的(还没想到离线怎么做,好像不好做吧),时间复杂度允许\(O(n\log^2 n)\)或\(O(n\sqrt n)\)什么的,然后先考虑线段树。

我们知道线段树可以维护等差数列(详见洛谷P1438),所以只要我们知道了每一次操作会移动哪些棋子,我们可以进行区间的等差数列赋值,求出任意时刻每一个棋子所在的位置。

然后就是怎么求答案。

设\(sum_{l,r}\)为标号为\([l,r]\)的棋子的位置总和,\(a_i\)为\(i\)所在的位置。

然后我们需要将第\(l\)个棋子挪到\(x\)处(先假设\(x>a_l\))且第\(r\)个棋子也要动但第\((r+1)\)个棋子不动(即\(a_r<x+r-l\)且\(a_{r+1}\ge x+r-l+1\)),则贡献为操作后位置的和减去操作前位置的和,为\([x+(x+r-l)]\times (r-l+1)\div 2-sum_{l,r}\)。

对于\(x<a_l\)的情况,先找出最左端要动的棋子\(r\)(注意,此处\(r\le l\)),那么,可以转化一下,\(x\gets x-r+l\),然后\(swap(l,r)\),此时的贡献为\(|[x+(x+r-l)]\times (r-l+1)\div 2-sum_{l,r}|\) 。

然后找左右边要动的最边上的棋子(即上文的\(r\))就直接二分,如果\(x>a_l\),则往右搜,找到\(a_r<x+r-l\)且\(a_{r+1}\ge x+r-l+1\)这样的\(r\);如果\(x<a_l\),则往左搜,找到\(a_r>x-r+l\)且\(a_{r-1}\le x-r+l-1\)(此处的\(x\)还是输入的\(x\),未经过转化)。

所以该怎么维护这个\(sum\)数组呢,可以用线段树维护区间和,但是我赛时没想到

取而代之,我用了珂朵莉树。因为每一次操作都会将\([l,r]\)的位置变为连续的等差数列,所以考虑维护一段一段,每一段皆为一段等差数列,这样对于每一段我们可以直接\(O(1)\)求出他的位置和。时间复杂度分析:初始有\(n\)段,每一次操作最多新产生\(1\)段,遍历了的段会合成1段,即使就算全部合并遍历加上set也只有\(O((n+q)\log n)\)。

因为二分会用到每一个棋子的实时位置,所以要用线段树维护每一个棋子的实时位置,二分时间复杂度为\(O(q\log^2 n)\)。

则最终时间复杂度为\(O(q\log^2n+(n+q)\log n)\)。随便能过。

代码

真的好长,真不知道赛时是怎么想的。

#include<bits/stdc++.h>
#include<cstring>
using namespace std;
#define int long long
#define iter set<node>::iterator 
const int N=5e5+5;
int n,tmp,a[N];
int ans;
struct seg
{
	int st;//该区间的首项 
	bool chg;//是否更新过 
}s[N<<2];
struct node
{
	int l,r;//这个段的左端点 
	mutable int st;//这个段的首项(公差恒为1所以可以省略) 
	node(int l,int r=0,int st=0): l(l),r(r),st(st){}
	bool operator<(const node &b)const{return l<b.l;}//以每段左端点从小到大排序 
};
set<node> q;
int read()
{
	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-'0';ch=getchar();}
	return x*f;
}
iter split(int pos)//珂朵莉树分裂操作 
{
	iter it=q.lower_bound(node(pos));
	if(it!=q.end()&&it->l==pos) return it;//如果本身就是段头 
	it--;
	if(it->r<pos) return q.end(); //如果pos太大 
	int l=it->l,r=it->r,st=it->st;
	q.erase(it);//删除原来的块 
	q.insert(node(l,pos-1,st));//分成两个 
	return q.insert(node(pos,r,st+pos-l)).first;//右边这个段是含pos的,返回指针 
}
void assign(int l,int r,int st)
{
	iter itr=split(r+1),itl=split(l);//先分后面再分前面,这样itl不会失效 
	int res=0;
	for(iter i=itl;i!=itr;i++) 
	{//遍历中间所有段 
		int l=i->l,r=i->r,st=i->st;
		res+=(st+st+r-l)*(r-l+1)/2;//对于每一段求和 
	} 
	ans+=abs(tmp-res);//更新答案 
	q.erase(itl,itr);//删掉中间的所有段 
	q.insert(node(l,r,st));//加入一个新的整的段 
}
void pushdown(int l,int r,int rt)
{
	if(s[rt].chg)//是否修改 
	{
		int mid=(l+r)>>1;
		s[rt<<1].chg=1;
		s[rt<<1|1].chg=1;
		s[rt<<1].st=s[rt].st;
		s[rt<<1|1].st=s[rt].st+(mid+1-l);
		s[rt].chg=0;
	}
}
void build(int l,int r,int rt)
{
	if(l==r)
	{
		s[rt].st=a[l];//初始位置 
		return;
	}
	int mid=(l+r)>>1;
	build(l,mid,rt<<1);
	build(mid+1,r,rt<<1|1);
}
void update(int l,int r,int rt,int L,int R,int st)
{//这里传下的st只针对L的 
	if(L<=l&&R>=r)
	{
		s[rt].st=st+l-L;//所以还需转化 
		s[rt].chg=1;
		return;
	}
	pushdown(l,r,rt);
	int mid=(l+r)>>1;
	if(L<=mid) update(l,mid,rt<<1,L,R,st);
	if(R>mid) update(mid+1,r,rt<<1|1,L,R,st);
}
int query(int l,int r,int rt,int pos)//查询某一位置上的值 
{
	if(l==r) return s[rt].st;
	pushdown(l,r,rt);
	int mid=(l+r)>>1;
	if(pos<=mid) return query(l,mid,rt<<1,pos);
	return query(mid+1,r,rt<<1|1,pos);
}
bool check(int l,int r,int x,bool f)
{//判断是否会动这颗棋子 
	if(f==0)//如果x>a[l] 
	{
		int num=r-l+x;
		if(num<=query(1,n,1,r)) return false;
		return true;
	}
	else//如果x<a[l] 
	{
		int num=x-r+l;
		if(num>=query(1,n,1,l)) return false;
		return true;
	}
}
int mids(int u,int x)
{
	int w=query(1,n,1,u);
	if(w<=x)//如果x>a[l] 
	{
		int l=u,r=n,ans=u;
		while(l<=r)
		{
			int mid=(l+r)>>1;
			if(check(u,mid,x,0)) l=mid+1,ans=mid;
			else r=mid-1;
		}
		return ans;
	}
	else //如果x<a[l] 
	{
		int l=1,r=u,ans=u;
		while(l<=r)
		{
			int mid=(l+r)>>1;
			if(check(mid,u,x,1)) r=mid-1,ans=mid;
			else l=mid+1;
		}
		return ans;
	}
}
void print(int ans)//快输 
{
	if(ans==0) return;
	print(ans/10);
	putchar(ans%10+'0');
}
signed main()
{
	n=read();
	for(int i=1;i<=n;i++) 
	{
		a[i]=read();
		q.insert(node(i,i,a[i]));//起初是n个段 
	}
	build(1,n,1);//初始化线段树 
	int q=read();
	while(q--)
	{
		int u=read(),x=read();
		int pos=mids(u,x);//二分 
		if(pos<u)
		{
			x-=u-pos;
			swap(pos,u);//转化x 
		}
		tmp=(x+x+pos-u)*(pos-u+1)/2;//计算操作后位置的和 
		assign(u,pos,x);//求和+推平 
		update(1,n,1,u,pos,x);//更新线段树 
	}
	print(ans);//输出 
	return 0;
}

标签:rt,return,int,题解,mid,st,ABC371F,ans,Narrow
From: https://www.cnblogs.com/hard-plan/p/18426075

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