ブロックは良いアルゴリズムです
特に、私にとってこれは木のカバーツリーをだますません。
番号を削除すると、それが逆に貢献見つけることは困難である、それは数よりも小さい場合、その背後にあるその前の数+よりも大きい番号の数を、そのブロックを使用することは非常に簡単です：
1.寄与計算ブロックの前面およびブロックの数、その暴力におけるブロックの後半;
2.それを削除し、バックの削除が前方に移動した後の列の元の数、ブロック数をマーキング。
複雑さを書く$ O（M用の\ SQRT {N} LOGN）非常に危険な$、であり、私たちは\その後複雑性は$ O（Mまで低下し、ブロックサイズは$ \ SQRT {nlogn} $としたことを見出しましたSQRT {nlogn}）$、しばしばカードを容易に交流することができませんでした。
#include <cstdioを> する#include <cmath> の#include <CStringの> する#include <アルゴリズム> 使用して 名前空間STDを、 typedefの長い 長いLL。 const int型 N = 100050 ; チャーはrB [ 1 << 21 ]、* S * T、WB [ 1 << 21 ]。 int型 WP = - 1 ; インラインチャー GC（）{ 戻り S == T &&（T =（S = rBの）+関数fread（RB、1、1 << 21、STDIN）、S == T）EOF：* S ++ ;} インラインボイドフラッシュ（）{関数fwrite（WB、1、WP + 1、STDOUT）; WP = - 1 ;} インラインボイド PC（チャー C）{ 場合（WP + 1 ==（1 << 21））のフラッシュ（）; WB [ ++ WP] = C;} インラインint型RD（）{ チャー C = GC（）。 一方、（C < 48 || C> 57）C = GC（）。 INT X = C＆15 。 用（;> = C、C = GC（）48 && C <= 57、X =（X <<; C = GC（））3）+（X << 1）+（C＆15 ）。 リターンのx; } 短い BUF [ 25 ]。 インラインボイド重量（LLのX）{ 短い L = - 1 。 一方、（X> 9 ）{ BUF [ ++ L] = X％10 。 X / = 10 。 } PC（X | 48 ）。 一方、（L> = 0）PC（BUF [1 - ] | 48 ）。 PC（' \ nを' ）; } // 快读/快写 int型[N]、B [ 100 ] [ 1300 ]、C [N]、T [N]、N、X、SZ [ 100 ]、K、CNT、POS [N]。 LL ANS = 0 。 ブールD [N]。 ボイド MS（int型 L、INT R）{ // 归并排序求初始逆序对数 であれば（L == R）のリターン; INT M = L + R >> 1、I = L、J = M + 1、K = L。 MS（L、M）; MS（M + 1 、R）。 一方、（I <= M && J <= R）であれば（C [i]が<= C [J]）T [K ++] = Cを[I ++ ;] 他{ ANS + = M-I + 1; T [K ++] =のC [J ++ ]。 } 一方（iは<= M）T [K ++] = Cを[I ++ ]。 一方、（j <= R）T [K ++] =のC [J ++ ;] 用（i = L、I <= R; iは++）C [I] =のT [i]は、 } インラインボイドビルド（）{ int型私は、jは、 K = SQRT（N *ログ（N）/ログ（2））。もし K =（K！）1 ; CNT = N / K。 // 1つの*ログ（1）= 0、碰上毒瘤数据（这题没有）会RE 用（i = 1 ; iは= CNTを<; iは++ ）{ ため（J = 1 ; J <= K; J ++）B [I]は[j]は= [（I- 1）* K + J]。 ソート（B [i]は + 1、B [I] + K + 1 ）; SZ [I] = K; } IF（N-％K）{ CNT ++ ; のための（I = 1 ; I <= N％K。 I）はB [CNT] [I]は= A [（CNT- ++ 1）* K + I]、 並べ替え（B [CNT] +を1、B [CNT] + N-％のK個の+ 1 ）; SZ [CNT] = N-％K ; } } インラインボイド inupper（INT P、INT X）{ // ブロック番号で半分より大きな値 のint L = 1。、R＆LT SZ = [P]、M、S = SZ [P] + 1 ; 一方、（L <= R＆LT）{ M = L + R＆LT >> 1 ; IF（B [P] [M]> X）{S = M; R＆LT = M- 1 ;} 他の L = Mの+ 1 ; } ANS - = SZ [P] -s + 1 ; } インラインボイド inlower（int型 P、INT X）{ // のブロックを半分より小さい値数 int型 L = 1、R＆LT SZ = [P]、M、S = 0 ; 一方、（L <= R＆LT）{ M = L + R＆LT >> 1 。 もし（B [P] [M] <X）{S = M、L = M + 1 ;} そうでなければ、R = M- 1 。 } ANS - =のS。 } インラインint型の検索（INT P、INT X）{ // 暴力搜 INT L = 1、R = SZ [P]、M。 一方、（L < R）{ M = L + R >> 1 。 もし（B [P] [M]> = X）R = M。 他 L = M + 1 。 } 戻りL。 } インラインボイドワーク（）{ int型の P =（X + K- 1）/ K、I、T = 見つける（P、[X]）。 用（i = 1 ; iはpは<; iは++ ）inupper（I、[X]）。 以下のための（I = P + 1 ; iは= CNT <; iは++ ）inlower（I、[X]）。 以下のための（I =（P- 1）* K + 1 ; iは<X、iは++）場合（D [i]は&& [I]！> ans-- [X]） 。 以下のための（I = X + 1、iが<= P * K && I <= N; iは++）場合 ans--（D [i]は&& [I] <[X]！）。 D [X] = 1。 // 删除标记 ため（I = tの、I <SZ [P]; iは++）B [P] [I] = bの[P] [I + 1 ]。 //删除一个数后后面的数要前移 SZ [P] - ; // このブロック低減素子内 } int型のmain（）{ int型M、I; N- = RD（）; RD = M（） - 1 ; // これで、最終的な出力は、次いで、応答しないこと処理されていない ため（I = 1 POS [I] = RD（）] = I;;; I <= N-Iが++） // 削除するタイトルがそう位置に注目することは、数ある ）（ビルド; のmemcpy（ C、A、はsizeof （C））; MS（1 、N-）; 質量（ANS）; 一方（M-- ）{ X = POS [RD（）]; ワーク（）; 質量（ANS）; } フラッシュ（ ）; 戻り 0 ; }
それから私は、木のカバーの木を学習する必要はありません