洛谷:ZJOJ2007 报表统计

本文介绍了一种报表处理程序的优化方案,使用可持久化链表、线段树等数据结构及set、priority_queue等STL组件,提高处理效率。

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题目描述 Description
Q的妈妈是一个出纳,经常需要做一些统计报表的工作。今天是妈妈的生日,小Q希望可以帮妈妈分担一些工作,作为她的生日礼物之一。
经过仔细观察,小Q发现统计一张报表实际上是维护一个非负整数数列,并且进行一些查询操作。
在最开始的时候,有一个长度为N的整数序列,并且有以下三种操作:

INSERT i k:在原数列的第i个元素后面添加一个新元素k;如果原数列的第i个元素已经添加了若干元素,则添加在这些元素的最后(见下面的例子)
MIN_GAP:查询相邻两个元素的之间差值(绝对值)的最小值
MIN_SORT_GAP:查询所有元素中最接近的两个元素的差值(绝对值)
例如一开始的序列为
5 3 1
执行操作INSERT 2 9将得到:
5 3 9 1
此时MIN_GAP为2,MIN_SORT_GAP为2。
再执行操作INSERT 2 6将得到:
5 3 9 6 1
注意这个时候原序列的第2个元素后面已经添加了一个9,此时添加的6应加在9的后面。这个时候MIN_GAP为2,MIN_SORT_GAP为1。
于是小Q写了一个程序,使得程序可以自动完成这些操作,但是他发现对于一些大的报表他的程序运行得很慢,你能帮助他改进程序么?
输入输出格式 Input/output
输入格式:
第一行包含两个整数N,M,分别表示原数列的长度以及操作的次数。
第二行为N个整数,为初始序列。
接下来的M行每行一个操作,即“INSERT i k”,“MIN_GAP”,“MIN_SORT_GAP”中的一种(无多余空格或者空行)。
输出格式:
对于每一个“MIN_GAP”和“MIN_SORT_GAP”命令,输出一行答案即可。
输入输出样例 Sample input/output
输入样例
3 5
5 3 1
INSERT 2 9
MIN_SORT_GAP
INSERT 2 6
MIN_GAP
MIN_SORT_GAP
输出样例
2
2
1

这道题太恶心了。。。初步的想法是可持久化链表+线段树维护差值,然后用set维护差值最小值,但是线段树也要可持久化。。。想想代码长度就恐怖。。于是脑洞了一下想访问set的第i项,但是显然是不科学的。。然后又想用大根堆访问第i项结果又没有这个函数。。最后借鉴黄学长的做法,用小根堆和可重集用stl来水真是再好不过了T T
对于每个位置,只需要知道第一个和最后一个元素,就可以用一个set维护差值最小值
对于全局再维护set,插入一个元素就找它的前驱后继差值插入堆。

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<cstdlib>
#include<set>
#include<map>
#include<queue>
#define inf 1000000000

using namespace std;

int n,m;
int st[500005],ed[500005];
multiset<int> a,b;
map<int,int> mp;
priority_queue<int,vector<int>,greater<int> > q;

inline 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;
}

void insert(int x)
{
    mp[x]++;
    if(mp[x]==1)a.insert(x);
}

void push(int x)
{
    int l=*--b.lower_bound(x),r=*b.lower_bound(x);
    q.push(min(x-l,r-x));
    b.insert(x);
}

int main()
{
    n=read();m=read();
    b.insert(inf);b.insert(-inf);
    for(int i=1;i<=n;i++)
    {
        int x=read();
        ed[i]=st[i]=x;
        push(x);
    }
    for(int i=2;i<=n;i++)insert(abs(st[i]-st[i-1]));
    char ch[12];int p,x,t;
    for(int i=1;i<=m;i++)
    {
        scanf("%s",ch);
        if(ch[0]=='I')
        {
            p=read();x=read();
            if(p!=n)
            {
                t=abs(ed[p]-st[p+1]);
                mp[t]--;
                if(!mp[t])a.erase(t);
            }
            insert(abs(ed[p]-x));
            insert(abs(x-st[p+1]));
            ed[p]=x;push(x);
        }
        else if(ch[4]=='S')printf("%d\n",q.top());
        else printf("%d\n",*a.begin());
    }
    return 0;
}

虽然这堆东西TLE但是好歹能A5个点。。

JZOJ 5186. 【NOIP2017提高组模拟6.30】tty's home 原创 于 2017-06-30 20:39:51 发布 · 411 阅读 · 1 · 1 · CC 4.0 BY-SA版权 文章标签: #动态规划 #树形DP 动态规划 同时被 2 个专栏收录 58 篇文章 订阅专栏 树形DP 12 篇文章 订阅专栏 本文介绍了一种利用树形动态规划(DP)解决特定匹配数问题的方法。通过定义节点匹配数并建立转移方程,文章详细阐述了如何计算不受限及受限条件下的匹配总数,并给出了解决方案的具体步骤。 Description Input Output Sample Input input 1: 5 1 1 1 1 1 1 2 2 3 3 4 4 5 input 2: 5 0 1 0 1 0 1 2 2 3 3 4 4 5 Sample Output output 1: 15 output 2: 12 Data Constraint Solution 正难则反,这题我们可以转换一下思路。姑且称 可能 符合条件的一种方案为 一个匹配 。 设 A= 不加限制的匹配数(总量), B= 不符合条件的匹配数(部分),则答案即为 A-B 。 那么我们如何求出 A 和 B 呢?可以用到 树形DP 的方法。 设 FiFi 表示以 ii 为根的子树所产生的匹配数。则有转移方程式: Fi=Fi∗Fj+Fj(j∈Soni) Fi=Fi∗Fj+Fj(j∈Soni) (逐一组合) 处理完上述式子后,再有:Fi=Fi+1 Fi=Fi+1 (单独自己也是一种匹配) 最后可以求出 A : A=∑i=1nFi A=∑i=1nFi 求 B 也同理,不过当 jj 为最值点时不转移 ii 、当 ii 为最值点时 FiFi 不 +1 。 最后 A、B 相减即可得出答案,总时间复杂度是 O(N)O(N) 。 Code #include<cstdio> #include<cstring> using namespace std; const int N=100001,mo=998244353; int tot,mx=-2147483647; int first[N],next[N<<1],en[N<<1]; int a[N]; long long f[N],g[N]; long long ans; inline int read() { int X=0,w=1; char ch=0; while(ch<'0' || ch>'9') {if(ch=='-') w=-1;ch=getchar();} while(ch>='0' && ch<='9') X=(X<<3)+(X<<1)+ch-'0',ch=getchar(); return X*w; } inline void insert(int x,int y) { next[++tot]=first[x]; first[x]=tot; en[tot]=y; } inline void dfs1(int x,int y) { for(int i=first[x];i;i=next[i]) if(en[i]!=y) { dfs1(en[i],x); (f[x]+=f[x]*f[en[i]]%mo+f[en[i]])%=mo; } ans+=++f[x]; } inline void dfs2(int x,int y) { for(int i=first[x];i;i=next[i]) if(en[i]!=y) { dfs2(en[i],x); if(a[en[i]]<mx) (g[x]+=g[x]*g[en[i]]%mo+g[en[i]])%=mo; } if(a[x]<mx) (ans+=mo-++g[x])%=mo; } int main() { int n=read(); for(int i=1;i<=n;i++) if((a[i]=read())>mx) mx=a[i]; for(int i=1;i<n;i++) { int x=read(),y=read(); insert(x,y); insert(y,x); } dfs1(1,0),dfs2(1,0); printf("%lld",ans); return 0; } 一键获取完整项目代码 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56 57 Felix-Lee 关注 1 1 0 分享 专栏目录 1.rar(noip2017测试数据) 07-06 【描述】"noip测试数据 noip2017提高组复赛"表明这些数据是为NOIP 2017年提高组复赛准备的。提高组是NOIP竞赛中的一个级别,针对有一定编程基础和经验的学生,比赛难度相对于入门组更高。复赛通常在初赛之后进行,... NOIP2017提高组C++试题(初赛) 10-20 NOIP2017提高组C++试题(初赛)是一套针对高级别选手的竞赛题目,包含了多项计算机科学的基础知识点,这些知识点覆盖了算法、数据结构、逻辑推理、概率计算等。 1. NOIP竞赛不再支持Pascal语言的时间点,这是一个... 【ZJOJ5186】【NOIP2017提高组模拟6.30】tty's home chen1352 509 如果直接求方案数很麻烦。 但是,我们可以反过来做:先求出所有的方案数,在减去不包含的方案数。 由于所有的路径连在一起, 于是设f[i]表示以i为根的子树中,连接到i的方案数设f[i]表示以i为根的子树中,连接到i的方案数 则f[i]=f[son]+(f[i]+1)f[i]=f[son]+(f[i]+1)表示从子树son分别到i和i其他儿子的子树的路径方案数。 由于每棵子树互不影响, 【NOIP2017提高组模拟6.30 ———————————————— 版权声明:本文为优快云博主「Felix-Lee」的原创文章,遵循CC 4.0 BY-SA版权协议,转载请附上原文出处链接及本声明。 原文链接:https://blog.youkuaiyun.com/liyizhixl/article/details/74012007
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