bzoj 2653 二分+主席树

这个东西可以二分答案,设当前答案为x,那么将序列中大于等于x的数设为1,小于x的数设为-1。
这样如果一个区间的和0,那么这段区间的中位数x。、
因此只需要求最大连续子段和是否大于等于0就可以了。
最大连续子段和可以用线段树求。
不过对于每一个二分的答案都需要一个线段树。
由于当答案增加时线段树上只有一个点的值改变,因此可以用可持久化线段树维护。

#include <bits/stdc++.h>
using namespace std;
#define N 21000
#define M 3100000
#define ll long long
int n,cnt,Q,ans,top;
int a[N],root[N],q[5];
pair<int,int>b[N];
int ch[M][2],mx[M],ml[M],mr[M],sum[M];
int st[110];
void build(int l,int r,int &now)
{
    now=++cnt;
    mx[now]=ml[now]=mr[now]=sum[now]=r-l+1;
    if(l==r)return;
    int mid=(l+r)>>1;
    build(l,mid,ch[now][0]);
    build(mid+1,r,ch[now][1]);
}
void pushup(int x)
{
    int ls=ch[x][0],rs=ch[x][1];
    mx[x]=max(max(mx[ls],mx[rs]),mr[ls]+ml[rs]);
    ml[x]=max(ml[ls],sum[ls]+ml[rs]);
    mr[x]=max(mr[rs],sum[rs]+mr[ls]);
    sum[x]=sum[ls]+sum[rs];
}
void insert(int l,int r,int pre,int &now,int pos)
{
    now=++cnt;
    if(l==r)
    {
        mx[now]=ml[now]=mr[now]=sum[now]=-1;
        return;
    }
    int mid=(l+r)>>1;
    ch[now][0]=ch[pre][0];
    ch[now][1]=ch[pre][1];
    if(mid>=pos)insert(l,mid,ch[pre][0],ch[now][0],pos);
    else insert(mid+1,r,ch[pre][1],ch[now][1],pos);
    pushup(now);
}
int getsum(int l,int r,int now,int lq,int rq)
{
    if(lq<=l&&r<=rq)return sum[now];
    int mid=(l+r)>>1,ret=0;
    if(mid>=lq)ret+=getsum(l,mid,ch[now][0],lq,rq);
    if(mid<rq) ret+=getsum(mid+1,r,ch[now][1],lq,rq);
    return ret;
}
void find(int l,int r,int now,int lq,int rq)
{
    if(lq<=l&&r<=rq)
        {st[++top]=now;return;}
    int mid=(l+r)>>1;
    if(mid>=lq)find(l,mid,ch[now][0],lq,rq);
    if(mid<rq) find(mid+1,r,ch[now][1],lq,rq);
}
int check(int x)
{
    int sm=getsum(1,n,root[x],q[2],q[3]),sl=0,sr=0;

    top=0;find(1,n,root[x],q[1],q[2]-1);
    for(int i=top,t=0;i>=1;i--)
    {
        sl=max(sl,t+mr[st[i]]);
        t+=sum[st[i]];
    }
    top=0;find(1,n,root[x],q[3]+1,q[4]);
    for(int i=1,t=0;i<=top;i++)
    {
        sr=max(sr,t+ml[st[i]]);
        t+=sum[st[i]];
    }
    return sl+sm+sr>=0;
}
int main()
{
    //freopen("tt.in","r",stdin);
    scanf("%d",&n);
    for(int i=1;i<=n;i++)
        scanf("%d",&a[i]),b[i]=make_pair(a[i],i);
    sort(b+1,b+1+n);
    build(1,n,root[1]);
    for(int i=2;i<=n;i++)
        insert(1,n,root[i-1],root[i],b[i-1].second);
    scanf("%d",&Q);
    for(;Q--;)
    {
        for(int i=1;i<=4;i++)
            scanf("%d",&q[i]),q[i]=((ll)q[i]+ans)%n+1;
        sort(q+1,q+1+4);
        int l=1,r=n;
        while(l<=r)
        {
            int mid=(l+r)>>1;
            if(check(mid))l=mid+1;
            else r=mid-1;
        }
        printf("%d\n",ans=b[r].first);
    }
    return 0;
}   
题目描述 有一个 $n$ 个点的棋盘,每个点上有一个数字 $a_i$,你需要从 $(1,1)$ 走到 $(n,n)$,每次只能往右或往下走,每个格子只能经过一次,路径上的数字和为 $S$。定义一个点 $(x,y)$ 的权值为 $a_x+a_y$,求所有满足条件的路径中,所有点的权值和的最小值。 输入格式 第一行一个整数 $n$。 接下来 $n$ 行,每行 $n$ 个整数,表示棋盘上每个点的数字。 输出格式 输出一个整数,表示所有满足条件的路径中,所有点的权值和的最小值。 数据范围 $1\leq n\leq 300$ 输入样例 3 1 2 3 4 5 6 7 8 9 输出样例 25 算法1 (形dp) $O(n^3)$ 我们可以先将所有点的权值求出来,然后将其看作是一个有权值的图,问题就转化为了在这个图中求从 $(1,1)$ 到 $(n,n)$ 的所有路径中,所有点的权值和的最小值。 我们可以使用形dp来解决这个问题,具体来说,我们可以将这个图看作是一棵,每个点的父节点是它的前驱或者后继,然后我们从根节点开始,依次向下遍历,对于每个节点,我们可以考虑它的两个儿子,如果它的两个儿子都被遍历过了,那么我们就可以计算出从它的左儿子到它的右儿子的路径中,所有点的权值和的最小值,然后再将这个值加上当前节点的权值,就可以得到从根节点到当前节点的路径中,所有点的权值和的最小值。 时间复杂度 形dp的时间复杂度是 $O(n^3)$。 C++ 代码 算法2 (动态规划) $O(n^3)$ 我们可以使用动态规划来解决这个问题,具体来说,我们可以定义 $f(i,j,s)$ 表示从 $(1,1)$ 到 $(i,j)$ 的所有路径中,所有点的权值和为 $s$ 的最小值,那么我们就可以得到如下的状态转移方程: $$ f(i,j,s)=\min\{f(i-1,j,s-a_{i,j}),f(i,j-1,s-a_{i,j})\} $$ 其中 $a_{i,j}$ 表示点 $(i,j)$ 的权值。 时间复杂度 动态规划的时间复杂度是 $O(n^3)$。 C++ 代码
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