CF 438D The Child and Sequence [线段树]

Description

有一个序列要求支持区间求和,单点加,区间取膜。

Solution

一个数膜比他小的数一定会减小至少一半。
所以就是O(nlog2n)的。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;

const int N = 101010;
typedef long long ll;

inline char get(void) {
    static char buf[100000], *S = buf, *T = buf;
    if (S == T) {
        T = (S = buf) + fread(buf, 1, 100000, stdin);
        if (S == T) return EOF;
    }
    return *S++;
}
inline void read(int &x) {
    static char c; x = 0;
    for (c = get(); c < '0' || c > '9'; c = get());
    for (; c >= '0' && c <= '9'; c = get()) x = x * 10 + c - '0';
}

ll sm[N << 2];
int mx[N << 2];
int n, m;
int a[N];
int opt, x, y, z;

inline void Set(int o, int l, int r, int pos, int x) {
    if (l == r) {
        mx[o] = sm[o] = x; return;
    }
    int mid = (l + r) >> 1;
    if (pos <= mid) Set(o << 1, l, mid, pos, x);
    else Set(o << 1 | 1, mid + 1, r, pos, x);
    sm[o] = sm[o << 1] + sm[o << 1 | 1];
    mx[o] = max(mx[o << 1], mx[o << 1 | 1]);
}
inline void Mod(int o, int l, int r, int L, int R, int x) {
    int mid = (l + r) >> 1;
    if (mx[o] < x) return;
    if (l >= L && r <= R) {
        if (l == r) return(void)(sm[o] %= x, mx[o] %= x);
    }
    if (L <= mid) Mod(o << 1, l, mid, L, R, x);
    if (R > mid) Mod(o << 1 | 1, mid + 1, r, L, R, x);
    sm[o] = sm[o << 1] + sm[o << 1 | 1];
    mx[o] = max(mx[o << 1], mx[o << 1 | 1]);
}
inline ll Query(int o, int l, int r, int L, int R) {
    if (l >= L && r <= R) return sm[o];
    int mid = (l + r) >> 1;
    ll res = 0;
    if (L <= mid) res += Query(o << 1, l, mid, L, R);
    if (R > mid) res += Query(o << 1 | 1, mid + 1, r, L, R);
    return res;
}
inline void Build(int o, int l, int r) {
    if (l == r) return (void)(mx[o] = sm[o] = a[l]);
    int mid = (l + r) >> 1;
    Build(o << 1, l, mid);
    Build(o << 1 | 1, mid + 1, r);
    sm[o] = sm[o << 1] + sm[o << 1 | 1];
    mx[o] = max(mx[o << 1], mx[o << 1 | 1]);
}

int main(void) {
    read(n); read(m);
    for (int i = 1; i <= n; i++) read(a[i]);
    Build(1, 1, n);
    for (int i = 1; i <= m; i++) {
        read(opt); read(x); read(y);
        if (opt == 1) {
            printf("%I64d\n", Query(1, 1, n, x, y));
        } else if (opt == 2) {
            read(z); Mod(1, 1, n, x, y, z);
        } else {
            Set(1, 1, n, x, y);
        }
    }
    return 0;
}
在 Luogu 上的 CF438D **The Child and Sequence** 问题中,题目要求实现一个数据结构以支持对一个整数序列进行以下操作: 1. 查询某个区间 $[l, r]$ 内所有数的和; 2. 对某个区间 $[l, r]$ 内的所有元素取模 $x$(即每个元素变为 $a_i \mod x$); 3. 单点修改,将某个位置的值替换为给定的新值。 该题的核心挑战在于如何高效地处理区间取模操作。由于直接暴力更新每个元素的时间复杂度为 $O(n)$,在大规模数据下不可行,因此需要借助合适的数据结构来优化性能。 ### 解法概述 本题最常用且高效的解法是使用 **线段树(Segment Tree)**。线段树是一种可以高效支持区间查询与区间更新的数据结构,其基本思想是分治处理区间信息。 #### 线段树设计要点: - 每个节点维护对应区间的总和。 - 对于单点更新操作,可以直接在线段树上完成。 - 对于区间取模操作,利用性质:如果当前区间的最大值小于模数 $x$,则无需对该区间执行取模操作,因为取模不会改变数值。 这一剪枝策略使得算法在某些情况下能够跳过大量无意义的操作,从而显著提升效率。具体而言,在递归执行区间取模时,只有当当前节点所代表的区间的最大值大于等于模数 $x$ 时,才继续递归到子节点;否则直接返回,避免不必要的操作[^1]。 #### 时间复杂度分析: - 单次查询操作的时间复杂度为 $O(\log n)$。 - 区间取模操作在合理剪枝的情况下,时间复杂度接近 $O(\log n)$,最坏情况下仍为 $O(n \log n)$,但在实际测试中表现良好。 ### 示例代码 以下是一个基于线段树的实现框架,用于解决该问题: ```cpp #include <bits/stdc++.h> using namespace std; typedef long long ll; const int MAXN = 1e5 + 5; struct SegmentTreeNode { int l, r; ll sum; ll max_val; } tree[MAXN << 2]; void push_up(int node) { tree[node].sum = tree[node << 1].sum + tree[node << 1 | 1].sum; tree[node].max_val = max(tree[node << 1].max_val, tree[node << 1 | 1].max_val); } void build(int node, int l, int r) { tree[node].l = l; tree[node].r = r; if (l == r) { cin >> tree[node].sum; tree[node].max_val = tree[node].sum; return; } int mid = (l + r) >> 1; build(node << 1, l, mid); build(node << 1 | 1, mid + 1, r); push_up(node); } void update_point(int node, int idx, ll val) { if (tree[node].l == tree[node].r) { tree[node].sum = val; tree[node].max_val = val; return; } int mid = (tree[node].l + tree[node].r) >> 1; if (idx <= mid) update_point(node << 1, idx, val); else update_point(node << 1 | 1, idx, val); push_up(node); } void update_mod(int node, int l, int r, ll mod) { if (tree[node].max_val < mod) return; if (tree[node].l == tree[node].r) { tree[node].sum %= mod; tree[node].max_val = tree[node].sum; return; } int mid = (tree[node].l + tree[node].r) >> 1; if (l <= mid) update_mod(node << 1, l, r, mod); if (r > mid) update_mod(node << 1 | 1, l, r, mod); push_up(node); } ll query_sum(int node, int l, int r) { if (tree[node].l >= l && tree[node].r <= r) return tree[node].sum; int mid = (tree[node].l + tree[node].r) >> 1; ll res = 0; if (l <= mid) res += query_sum(node << 1, l, r); if (r > mid) res += query_sum(node << 1 | 1, l, r); return res; } int main() { ios::sync_with_stdio(false); int n, m; cin >> n >> m; build(1, 1, n); while (m--) { int op; cin >> op; if (op == 1) { int l, r; ll mod; cin >> l >> r >> mod; update_mod(1, l, r, mod); } else if (op == 2) { int idx; ll val; cin >> idx >> val; update_point(1, idx, val); } else if (op == 3) { int l, r; cin >> l >> r; cout << query_sum(1, l, r) << "\n"; } } return 0; } ``` ### 总结 CF438D 是一道典型的结合线段树与数学性质的题目,关键在于理解并利用取模操作的特性来优化区间更新过程。通过线段树维护区间最大值和总和,并结合条件判断是否需要进一步递归,可以在保证正确性的同时大幅提升运行效率。
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