首页 > 其他分享 >P6109 [Ynoi2009] rprmq1

P6109 [Ynoi2009] rprmq1

时间:2024-10-04 08:50:28浏览次数:7  
标签:Ynoi2009 rs int auto mid tag rprmq1 P6109 vec

优美的数据结构题。

这题先修改再查询,基本明确了要使用扫描线做这道题。

我们将第一维视为时间,那么我们对于一个操作,将其变为时刻 \(l_1\) 时,在区间 \([l_2,r_2]\) 加上 \(x\),时刻 \(r_1+1\) 时,在区间 \([l_2,r_2]\) 减去 \(x\)。

然后对于一个查询,相当于是要求区间 \([l_2,r_2]\) 在时刻 \([l_1,r_1]\) 中的历史版本和。直接维护非常的不优秀啊,考虑优化这个东西。

继续将问题简化,如果询问只有一段前缀,也就是询问都为以 \((1,r_1,l2,r2)\) 形式出现的该怎么做?

我们可以求历史版本和,将操作和询问挂在时刻上,边修改边查询即可。

而对于一段前缀,我们也可以用类似的办法,先完成所有时刻的操作,再开始求历史版本和,从时刻 \(n\) 到 \(1\),边修改边查询,这样就可以完成一段后缀。

那么接下来启发我们对于一个查询将其劈成两半,分别查询。具体我们可以考虑取若干个中点,解决若干次询问的查询。

我们可以进行线段树分治,将区间挂在最小的能包含自己的线段树上,其实就是 \(l\le l_1\le mid< r_1\le r\),\(l,r,mid\) 分别为线段树节点的左节点,右节点,和中点,对于每个节点,每次先将 \([l,mid]\) 时刻的操作先完成,再进入线段树右节点,然后再处理挂在该节点上的询问的后半段,开始查询历史版本和,处理完这些询问后我们减去 \([mid+1,r]\) 的贡献,再处理询问的前半段,边查询边回撤 \([l,mid]\) 的操作,最后再进入左节点。这样,就能优美地处理完了所有询问。

最后讲讲线段树维护细节吧。开始查询历史版本和,其本质是让所有节点的维护历史版本的节点都等于当前的值,我们可以在要查询时打一个标记,但是标记是不能乱打的!如果我们像普通标记下传那样,就会存在一个区间加的标记与开始查询的标记产生冲突的问题,不信自己去分情况手玩一下,本人因为这个调了很久!这个时候我们可以在每次开始查询标记下传时先把区间加的标记下传就没问题了。

哦对了,注意是历史版本和,所以对于每个时刻一定要先将加的值小的操作先处理!

时间复杂度 \(\mathcal{O}(n\log^2n)\)。

代码:

#include <bits/stdc++.h>
#define int long long
#define rep(i, l, r) for (int i = l; i <= r; ++ i)
#define rrp(i, l, r) for (int i = r; i >= l; -- i)
#define pii pair <int, int>
#define eb emplace_back
#define id(x, y) n * (x - 1) + y
#define ls p << 1
#define rs ls | 1
using namespace std;
constexpr int N = 5e5 + 5, M = (1ll << 31) - 1, P = 998244353, inf = 1e16;
constexpr double PI = acos (-1.0);
inline int rd () {
  int x = 0, f = 1;
  char ch = getchar ();
  while (! isdigit (ch)) {
    if (ch == '-') f = -1;
    ch = getchar ();
  }
  while (isdigit (ch)) {
    x = (x << 1) + (x << 3) + ch - 48;
    ch = getchar ();
  }
  return x * f;
}
int qpow (int x, int y) {
  int ret = 1;
  for (; y; y >>= 1, x = x * x % P) if (y & 1) ret = ret * x % P;
  return ret;
}
int mx[N], his[N];
bool sta[N];
int tag[N][3];
bool cov[N];
void add (int p, int k1, int k2) {
  his[p] = max (his[p], mx[p] + k2);
  mx[p] += k1;
  tag[p][1] = max (tag[p][1], tag[p][0] + k2);
  tag[p][0] += k1;
}
void cover (int p) {
  add (ls, tag[p][0], tag[p][1]);
  add (rs, tag[p][0], tag[p][1]);
  tag[p][0] = tag[p][1] = 0;
  tag[p][2] = 1;
  his[p] = mx[p], tag[p][1] = tag[p][0];
}
void psd (int p) {
  if (tag[p][2]) {
    cover (ls), cover (rs);
    tag[p][2] = 0;
  }
  add (ls, tag[p][0], tag[p][1]);
  add (rs, tag[p][0], tag[p][1]);
  tag[p][0] = tag[p][1] = 0;
}
void upd (int p, int l, int r, int L, int R, int k) {
  
  if (L <= l && r <= R) {
    add (p, k, k);
    return ;
  } int mid = l + r >> 1; psd (p);
  if (L <= mid) upd (ls, l, mid, L, R, k);
  if (R > mid) upd (rs, mid + 1, r, L, R, k);
  mx[p] = max (mx[ls], mx[rs]);
  his[p] = max (his[ls], his[rs]);
}
int qry (int p, int l, int r, int L, int R) {
  if (L <= l && r <= R) return his[p];
  int ret = 0, mid = l + r >> 1;
  psd (p);
  if (L <= mid) ret = max (ret, qry (ls, l, mid, L, R));
  if (R > mid) ret = max (ret, qry (rs, mid + 1, r, L, R));
  return ret;
}
int n, m, q;
class oper {
  public:
  int l, r, k;
  friend bool operator < (const oper &a, const oper &b) {
    return a.k < b.k;
  }
} ;
vector <oper> vec[50005], vvc[50005];
int ans[N];
class ask {
  public:
    int l1, r1, l2, r2, i; 
} ;
bool cmp1 (ask o, ask p) {
  return o.r1 < p.r1;
}
bool cmp2 (ask o, ask p) {
  return o.l1 > p.l1;
}
vector <ask> vc[N];
void insert (int p, int l, int r, ask x) {
  if (l == r) {
    vc[p].eb (x);
    return ;
  }
  int mid = l + r >> 1;
  if (x.r1 <= mid) insert (ls, l, mid, x);
  else if (x.l1 > mid) insert (rs, mid + 1, r, x);
  else vc[p].eb (x);
}
void solve (int p, int l, int r) {
  if (l == r) {
    if (! vc[p].size ()) return ;
    for (auto it : vec[l]) upd (1, 1, n, it.l, it.r, it.k);
    cover (1); 
    for (auto it : vc[p]) {
      ans[it.i] = qry (1, 1, n, it.l2, it.r2);
    }
    for (auto it : vec[l]) upd (1, 1, n, it.l, it.r, - it.k);
    return ;
  }
  int mid = l + r >> 1;
  rep (i, l, mid) {
    for (auto it : vec[i]) {
      int L = it.l, R = it.r, k = it.k;
      upd (1, 1, n, L, R, k);
    }
  }
  solve (rs, mid + 1, r);
  for (auto it : vc[p]) {
    vvc[it.r1].eb ((oper) {it.l2, it.r2, it.i});
  }
  rep (i, mid + 1, r) {
    for (auto it : vec[i]) {
      int L = it.l, R = it.r, k = it.k;
      upd (1, 1, n, L, R, k);
    }
    if (i == mid + 1) cover (1);
    for (auto it : vvc[i]) {
      ans[it.k] = max (ans[it.k], qry (1, 1, n, it.l, it.r));
    } vvc[i].clear ();
  }
  rep (i, mid + 1, r) {
    for (auto it : vec[i]) {
      int L = it.l, R = it.r, k = it.k;
      upd (1, 1, n, L, R, - k);
    }
  }
  for (auto it : vc[p]) {
    vvc[it.l1].eb ((oper) {it.l2, it.r2, it.i});
  }
  cover (1);
  rrp (i, l, mid) {
    for (auto it : vvc[i]) {
      ans[it.k] = max (ans[it.k], qry (1, 1, n, it.l, it.r));
    }
    for (int j = vec[i].size (); j >= 0; -- j) {
      if (j == vec[i].size ()) continue;
      int L = vec[i][j].l, R = vec[i][j].r, k = vec[i][j].k;
      upd (1, 1, n, L, R, - k);
      // if(p==3)
      // cout<<L<<" "<<R<<" "<<-k<<" "<<i<<" "<<his[1]<<endl;
    } vvc[i].clear ();
  }
  solve (ls, l, mid);
}
signed main () {
  // freopen ("1.in", "r", stdin);
  // freopen ("1.out", "w", stdout);
  n = rd (), m = rd (), q = rd (); ++ n;
  rep (i, 1, m) {
    int l1 = rd (), l2 = rd (), r1 = rd (), r2 = rd (), x = rd ();
    vec[l1].eb ((oper) {l2, r2, x}), vec[r1 + 1].eb ((oper) {l2, r2, - x});
  }
  rep (i, 1, n) sort (vec[i].begin (), vec[i].end ());
  rep (i, 1, q) {
    int l1 = rd (), l2 = rd (), r1 = rd (), r2 = rd ();
    insert (1, 1, n, (ask) {l1, r1, l2, r2, i});
  }
  solve (1, 1, n);
  rep (i, 1, q) printf ("%lld\n", ans[i]);
}

标签:Ynoi2009,rs,int,auto,mid,tag,rprmq1,P6109,vec
From: https://www.cnblogs.com/lalaouyehome/p/18446271

相关文章

  • P6109 [Ynoi2009] rprmq1 题解
    Description有一个\(n\timesn\)的矩阵\(a\),初始全是\(0\),有\(m\)次修改操作和\(q\)次查询操作,先进行所有修改操作,然后进行所有查询操作。一次修改操作会给出\(l_1,l_2,r_1,r_2,x\),代表把所有满足\(l_1\lei\ler_1\)且\(l_2\lej\ler_2\)的\(a_{i,j}\)元......
  • P6109 [Ynoi2009] rprmq1 题解-猫树+Segment Tree Beats
    20231025P6109[Ynoi2009]rprmq1题解-猫树+SegmentTreeBeats不愧是学长出的题。。。让我更深刻地理解了猫树。Statement传送门有一个\(n\timesn\)的矩阵\(a\),初始全是\(0\),有\(m\)次修改操作和\(q\)次查询操作,先进行所有修改操作,然后进行所有查询操作。一次修......
  • P6109 [Ynoi2019] rprmq1
    LuoguP6109[Ynoi2009]rprmq1LuoguP6109题目背景我谔谔本题读入量约13MB,输出量约7MB,请选择合适的输入输出方法题目描述有一个\(n\timesn\)的矩阵\(a\),初始全是\(0\),有\(m\)次修改操作和\(q\)次查询操作,先进行所有修改操作,然后进行所有查询操作。一次修改......
  • 洛谷 P6109 - [Ynoi2009] rprmq1
    首先将修改操作差分为\(l_1\)时刻给\([l_2,r_2]\)中的值\(+v\),\(r_1+1\)时刻给\([l_2,r_2]\)中的值\(-v\)。这样第\(i\)行的状态相当于执行\(1\simi\)时刻的操作后的状态。猫树分治,把一个询问挂在线段树上满足\(l\lel_1\lemid\ler_1\ler\)的区间\([l,r]\)......
  • 【Ynoi2009】 rla1rmdq 题解 (离线分块 + 线性空复处理)
    洛谷传送门分块。Solution看到是区修区查,还有时限,不难想到是分块,根号复杂度。然后看到空间复杂度,需要离线下来转为线性复杂度。考虑如何分块。观察操作性质,发现节点......