[BZOJ4358] Permu (отзывное Мо команда)

[BZOJ4358] Permu (отзывное Мо команда)

вопросы для лица

Длины п задается перестановка P (P1, P2, ... Pn), а М опрос. Всегда спрашивать интервал [L, R], непрерывную длину самого длинного диапазона.

анализ

Самый простой способ, очевидно , поддерживая непрерывную длину самого длинного диапазона, сложность дерева сегмента с \ (О (п \ п-SQRT \ н- войти) \) , будет ОДВТ

Мы значение индекса , чтобы поддерживать два массив фунтов [v], Р.Б. [v ] представляет <v (определяется как «слева») и> V (определяемый как «правая сторона) является непрерывной длиной, когда мы добавим значение когда V, будет иметь длину фунт [v] + Р.Б. [v ] + 1 ,, последовательные сегменты могут быть использованы для обновления ответов. Между тем, нам необходимо обновить фунт, радиоканал. для непрерывного сегмента через V, мы нет необходимости изменять значение каждого фунт, гь, только нужно изменить границы сегментов на нем, потому что в следующий раз , когда вы установите значение ш при ш падает только на границе сплошного сечения, мы хотим обновить ответ, не обновляются единственный ответ сегмент с краевыми фунтами, Р.Б. родственным

Затем рассмотрим, как иметь дело с Мо команды:

Мы спросили у левого конца номера блоков в качестве первого ключа, второго ключевого момента правильного вида. По всем вопросам в блоке, мы находим, что г возрастает, так что не может быть отозвана. И я не обязательно растет, мы должны рассмотреть вопрос о том, как отменить некоторые добавленную стоимость.

Для каждого блока, г начальная точка блока прямо перед каждым вызовом первого правого г, г и л не обрабатывают запрос. Затем процесс попросили часть между блоком, в прямое насилие добавить все точки в пределах участка блока допроса. Перед изменением первоначального значения фунты Р.Б. пуха, который хранится в стеке. А затем восстановить После обработки этого запроса.

Мы обнаружили , что сложность такого времени и обычной команде Мо то же самое, потому что добавление и изъятие эквивалентно левой точке перехода от l1 l2, еще раз, потому что в том же блоке, так что расстояние перемещения не превышает \ (O ( \ SQRT п) \)

код

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<algorithm>
#include<cmath> 
#define maxn 50000
#define maxm 50000
using namespace std;
inline void qread(int &x) {
    x=0;
    int sign=1;
    char c=getchar();
    while(c<'0'||c>'9') {
        if(c=='-') sign=-1;
        c=getchar();
    }
    while(c>='0'&&c<='9') {
        x=x*10+c-'0';
        c=getchar();
    }
    x=x*sign;
}
inline void qprint(int x) {
    if(x<0) {
        putchar('-');
        qprint(-x);
    } else if(x==0) {
        putchar('0');
        return;
    } else {
        if(x>=10) qprint(x/10);
        putchar('0'+x%10);
    }
}
int n,m;
int a[maxn+5];
int bsz;
int belong[maxn+5];
struct query{
    int l;
    int bel;//减少数组寻址次数 
    int r;
    int id;
    friend bool operator < (query p,query q){
        return p.bel<q.bel||(p.bel==q.bel&&p.r<q.r);
    }
}q[maxm+5]; 


int ans[maxn+5];
int rb[maxn+5],lb[maxn+5];
//记录第i向左和向右的连续段长度 

//用于撤销修改操作的栈
struct node{
    int type;//记录是哪个数组修改，1则是lb,2则是rb 
    int pos;
    int val;
    node(){
        
    }
    node(int _type,int _pos,int _val){
        type=_type;
        pos=_pos;
        val=_val;
    }
}st[maxn+5];
int main(){
    qread(n);
    qread(m);
    for(int i=1;i<=n;i++) qread(a[i]);
    bsz=n/sqrt(m);
    for(int i=1;i<=n;i++) belong[i]=i/bsz+1;
    for(int i=1;i<=m;i++){
        qread(q[i].l);
        qread(q[i].r);
        q[i].id=i;
        q[i].bel=belong[q[i].l];
    }
    sort(q+1,q+1+m);
    int r=0;
    int sum=0;
    for(int i=1;i<=m;i++){
        if(q[i].bel!=q[i-1].bel){//新的块 
            sum=0;
            for(int i=1;i<=n;i++) lb[i]=rb[i]=0;
            r=q[i].bel*bsz;
        }
        while(r<q[i].r){//如果l,r不在同一个块，把r在块外部分加入,r单调递增，可不用撤销修改 
            r++;
            lb[a[r]]=lb[a[r]-1]+1;
            rb[a[r]]=rb[a[r]+1]+1;
            int tmp=lb[a[r]]+rb[a[r]]-1; 
            sum=max(sum,tmp);
            //对于a[r]两端的连续段来说，我们不需要修改每一个值的lb,rb，只需要修改段边界的就可以了
            //因为下一次插入a[r]，若a[r]已经存在，则答案不变，
            //若a[r]落在某个连续段的边界上，我们才要更新答案，而更新的答案只与段边界的lb,rb有关 
            lb[a[r]+rb[a[r]]-1]=tmp;
            rb[a[r]-lb[a[r]]+1]=tmp;
        }
        int res=sum;//由于撤销对sum的修改比较麻烦，移动左端点的时候不更新sum,而更新答案res 
        int top=0;
        //min(q[i].r,q[i].bel*bsz)表示把询问在当前块内部分加入 
        for(int l=q[i].l;l<=min(q[i].r,q[i].bel*bsz);l++){//移动左端点，要回滚 
            lb[a[l]]=lb[a[l]-1]+1;
            rb[a[l]]=rb[a[l]+1]+1;
            int tmp=lb[a[l]]+rb[a[l]]-1;
            st[++top]=node(1,a[l]+rb[a[l]]-1,lb[a[l]+rb[a[l]]-1]);//修改前把原来的值记下来 
            st[++top]=node(2,a[l]-lb[a[l]]+1,rb[a[l]-lb[a[l]]+1]);
            lb[a[l]+rb[a[l]]-1]=tmp;
            rb[a[l]-lb[a[l]]+1]=tmp;
            res=max(res,tmp);
        }
        for(int j=top;j>=1;j--){//撤销对连续段端点的修改 
            if(st[j].type==1) lb[st[j].pos]=st[j].val;
            else rb[st[j].pos]=st[j].val; 
        }
        for(int j=q[i].l;j<=min(q[i].r,q[i].bel*bsz);j++){//撤销新加入的点对lb,rb的修改 
            lb[a[j]]=rb[a[j]]=0;
        } 
        ans[q[i].id]=res; 
    }
    for(int i=1;i<=m;i++){
        qprint(ans[i]);
        putchar('\n');
    }
}