簡単なタイトル：
所与\（1 \） 〜\（N- \）を見つけるために、配置された（\ B）を\の中央値である連続したサブシーケンス及び奇数の長さ数。
明らかに、このシーケンスには\（b \）が含まれています。
中央値の定義：ソート後の中央の数値。
アルゴリズム1
用（30 \％\）\、データ\（N- \のLeq 100 \） 。
このシーケンスには\（b \）が含まれている必要があるため、間隔\（[i、j] \）に\（b \）が含まれている（ダブルポインターと同様）と列挙して、\（[i、j ] \）この段落は暴力的な判断で並べ替えることができます。
時間の複雑さ：\（O（n ^ 3 \ log n）\）。
実際のスコア：\（30pts \）。
アルゴリズム2
（60 \％\）\、データ\（N- \のLeq 1000年\） 。
もちろん、毎回\（[i、j] \）を取り出す必要はなく、何度でも展開できます。
\（i \）を列挙すると（\（d \）から\（1 \）まで）、\（d \）は\（b \）の場所です）、\（dから\（j \）を列挙します\） To \（n \）。\（j \）ごとに、元の配列に\（a_j \）を追加するだけです。\（j = n \）の場合は、配列は空です。
そして、単語の数を挿入するために、各唯一の必要性、我々は使用することができます挿入ソートを、それがソートされているように、挿入位置が半分で計算することができますので、注文しています。挿入操作に配列のメンテナンスは必要ありません。\（\ text {vector} \）を使用したメンテナンスの方がはるかに便利です。
時間の複雑さ：\（O（n ^ 2 \ log n）\）。
実際のスコア：\（60pts \）。
アルゴリズム3
（60 \％\）\、データ\（N- \のLeq 1000年\） 。
並べ替えのプロセスは別として、整理の性質上、繰り返しはありません。したがって、連続した配列の中央値\（B \）と比場合だけ\（B \）多数と数比\（B \）の値の小さい方の数が等しいです。だから、のために\（D \）線形の左側に\（\テキスト{DP} \）と\（F_iと\）を表し\（I \） 〜\（D \）より\（I \）多数の\（g_i \）の数は少なく、\（d \）の右もまた押されます。
次に、左と右のエンドポイントを列挙します\（i、j \）は、\（O（1）\）だけで判断できます。つまり、\（f_i + g_i = f_j + g_j \）です。
時間の複雑さ：\（O（n ^ 2）\）。
実際のスコア：\（60pts \）。
アルゴリズム4
（60 \％\）\、データ\（N- \のLeq 1000年\） 。
アルゴリズム3の\（\ text {dp} \）から始めて、\（f_i + g_i = f_j + g_j \）は\（f_i-f_j = g_i-g_j \）と同等であることがわかります。したがって、計算する必要があるのは比\（B \）値の数よりも大きい\（B \）の数の数の小さい差として再利用（\ F）\状態配列の、その後のエンドポイントを挙げることができます。
時間の複雑さ：\（O（n ^ 2）\）。
実際のスコア：\（60pts \）。
アルゴリズム5
用（100 \％\）\データ、\（N- \ 1当量5 ^ 10 \） 。
4番目のアルゴリズムから最適化しましょう。実際、左端が固定されている\（i \）の場合、\（j \ geq d \）と\（f_i = f_j \）の数を計算するだけで済みます。
言い換えれば、我々は維持する必要があるの問い合わせの数に等しい間隔を。
IQだけでは不十分で、データ構造がまとまります。したがって、このクエリには\（\ text {Treap} \）または\（\ text {Splay} \）を使用できます。（どのバランスボードでも使用可能）
時間の複雑さ：\（O（n \ log n）\）。
実際のスコア：\（100pts \）。
アルゴリズム6
用（100 \％\）\データ、\（N- \ 1当量5 ^ 10 \） 。
アルゴリズムフィフスから始めて、あなたはそれを見つけるの間隔は、お問い合わせの数と同じであることは変更せずに、静的なクエリです。次に、あなたが使用することができ重みがツリーライン（ツリーの会長を）この問題を解決します。
時間の複雑さ：\（O（n \ log n）\）。
実際のスコア：\（100pts \）。
アルゴリズム7
用（100 \％\）\データ、\（N- \ 1当量5 ^ 10 \） 。
6のアルゴリズムに基づいて、あなただけではなく、静的でなく、一定の間隔を見つける\（[D、N-] \） 。だから我々は必要ありません重みセグメントツリーを（として理解することができます\（N \）の木のツリーライン）、\（1 \）の線分ツリーのみが必要です。
時間の複雑さ：\（O（n \ log n）\）。
実際のスコア：\（100pts \）。
アルゴリズム8
用（100 \％\）\データ、\（N- \ 1当量5 ^ 10 \） 。
プログラムが7番目のアルゴリズムで停止した場合、それはあなたが天才であることを示すだけで、最終的な成功からほんの数歩しか離れていません。
固定間隔は、静的に等しい数を維持します。これは非常に高いようですが、実際には\（\ text {map} \）ですか？
クラスメート：まだできます％$＃^％*（％＆））
さて、\（\ text {map} \）に変更すると、ずっとシンプルに感じられますよね？次に、\（f \）配列を直接省略して、\ （\ text {map} \）に直接保存します。
時間の複雑さ：\（O（n \ log n）\）。
実際のスコア：\（100pts \）。
//为了看起来清晰 , 用了嵌套三目运算符
// q[tot+=((a[i]>b)?1:(a[i]<b)?-1:0)]++; 其实相当于这几句：
// if(a[i]>b) tot++;
// if(a[i]<b) tot--;
// q[tot]++;
#pragma GCC optimize(2)
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long ll;
const int N=1e5+1;
inline int read(){char ch=getchar();int f=1;while(ch<'0' || ch>'9') {if(ch=='-') f=-f; ch=getchar();}
int x=0;while(ch>='0' && ch<='9') x=(x<<3)+(x<<1)+ch-'0',ch=getchar();return x*f;}
int n,b,wz,a[N];
int tot,sum; ll ans=0;
map<int,int> q;
int main(){
n=read(),b=read();
for(int i=1;i<=n;i++) a[i]=read(),wz=(a[i]==b)?i:wz;
for(int i=wz;i<=n;i++) q[tot+=((a[i]>b)?1:(a[i]<b)?-1:0)]++;
for(int i=wz;i>=1;i--) ans+=q[0-(sum+=(a[i]>b)?1:((a[i]<b)?-1:0))];
printf("%lld\n",ans);
return 0;
}
アルゴリズム9
用（200 \％\）\データ、\（N- \ 1当量7〜10 ^ \） 。
（実は自分の援軍）
アルゴリズム8に基づいて、この\（\ log \）を削除することができます。
しかし、すぐに、下付き文字は\（10 ^ 7 \）を超えないが、負の数、おそらく\（- 10 ^ 7 \）になることがわかりました。
明らかに、負の添え字をハッシュすることは、この問題の最終的な正の解決策です。
各添え字に\（n \）を追加します。負の添え字\（O（1）\）クエリを解決した後、\（\ text {map} \）を削除して\（\ log \）を解決します。
時間の複雑さ：\（O（n）\）。
実際のスコア：\（200pts \）。