BZOJ4540: [Hnoi2016]序列 （线段树）

最新推荐文章于 2019-10-22 16:21:12 发布
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分类专栏： DP及DP优化 线段树
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本文链接：https://blog.youkuaiyun.com/qq_35649707/article/details/79434925
这篇博客详细解析了BZOJ4540 - [Hnoi2016]序列的线段树解题思路。文章指出，可以扫描序列从1到n，动态更新1到i位置的最小值。为了实现这个功能，线段树需要支持区间覆盖和历史和查询。通过构造矩阵并进行查询求和，能有效解决这个问题。

传送门

题解：
这道题的线段树做法好神啊。。

考虑直接从 1 1 扫描到 n ，不断更新 1~i 1 ~ i 到

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【BZOJ4540】【Hnoi2016】序列 线段树
鲜衣怒马少年郎
05-04 3130
Claris劲啊！CA劲啊！ %%%两位线段树做法传送门在这里和这里 逆向题解时间到： 首先将询问按照终点排序，并且一边从到遍历，不妨设当前遍历到了点，对于之前的每个点，我们维护两个值和。 其中表示从这个点到之间A的最小值，而，表示从我们遍历第一个点到当前这个点的所有时刻下的所有历史版本和。（事实上。） 不（很）难发现对于每一个询问，当且仅当时，有。也就是说，如果我们把询问全
线段树合集整理
zjy_code的博客
08-11 353
作为oier刷题是碰见的大数据结构的集合 作者水平有限，如有不足欢迎批评指正 会随时更新其中的题目
[BZOJ4540][Hnoi2016]序列（莫队/线段树）
女装的你，如此好看！
01-13 383
解法一：莫队+RMQ 看到“子序列的子序列”这样的问题，首先想到莫队，即离线排序之后不断移动指针。下面以[l,r−1][l,r−1][l,r-1]转移到[l,r][l,r][l,r]为例，分析转移的方法。 可以看出，[l,r][l,r][l,r]的结果比[l,r−1][l,r−1][l,r-1]的结果多了∑ri=lminrj=ia[j]∑i=lrminj=ira[j]\sum_{i=l}^r\...
bzoj 4540: [Hnoi2016]序列 （莫队+ST表+单调栈|线段树）
clover_hxy的博客
03-07 949
题解传送门题目大意：给定长度为nn的序列：a1,a2,…,ana1,a2,…,an，记为a[1:n]a[1:n]。类似地，a[l:r]（1≤l≤r≤N）a[l:r]（1≤l≤r≤N）是指序列：al,al+1,…,ar−1,aral,al+1,…,ar-1,ar。若1≤l≤s≤t≤r≤n1≤l≤s≤t≤r≤n，则称a[s:t]a[s:t]是a[l:r]a[l:r]的子序列。现在有qq个询问，每个询问给
[BZOJ4540]-[Hnoi2016]序列-线段树维护信息
泉華子的OI足迹
07-12 424
就快要退役了啊
BZOJ 4540|HNOI 2016|序列|线段树|离线
とある黄鱼のOIブログ
04-22 824
好像aia_i没有什么特别的地方？考虑将右端点的区间拆成[1,r2]−[1,l2)[1,r_2]-[1,l_2)。 然后我们就可以枚举右端点了。 此时左端点有个区间[l1,r1][l_1,r_1]而对于最大值，其可以向左向右延伸，而左右不相互影响，因此考虑左右扫一遍，能延伸到的最远的地方单调栈就可以处理。#include <cstdio> #include <algorithm> using n
BZOJ 题目整理
喵~
08-31 2510
现在要写一些题目。 现在已经做了：157题
splay伸展树 指针型 平衡树基本操作 序列维护 详细讲解+总结
anantheparty的博客
12-21 3643
转载请保留本博客源地址：http://blog.youkuaiyun.com/u011327397/article/details/53783700 本来是要去学lct，然后看到要用splay我又不会，就开始看splay了，然后发现splay艹起来特别爽，但是序列操作网上没看到有详讲的，理解的时候很多奇怪的问题（无限RE）再加上指针调试复杂度高，花了很多时间，就觉得来写一个讲解吧。
【醒目】【业界偷懒】【Public】BZOJ题目一句话题解整理
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CreationAugust is 14 years old forever
05-12 1万+
就当是复习一下自己做过的题,顺便提供一个简要题解给大家看. 做题时候实在想不出来看一下一句话题解,可以有一个提示的作用又不至于一下子知道了全部浪费了一道题吧.. 部分题目(如我A过得大部分奶牛题)是别人拿我的账号做的,不提供题解.已AC的题目(数学题均不提供分析过程,公式): 1000:A+B 1001:平面图最小割,转对偶图最短路 1002:矩阵树定理,也可以通过推矩阵的递推关系得到递推
Bzoj4540: [Hnoi2016]序列
Cyhlnj
04-12 326
题面 传送门 Sol 处理出每个数aiaia_i之前第一个比它小的数al−1al−1a_{l-1}和后面第一个比它小的数ar+1ar+1a_{r+1} 那么左端点在[l,i][l,i][l,i]右端点在[i,r][i,r][i,r]的区间的最小值都是aiaia_i 把它看成是一个顶点(l,r)(l,r)(l,r)和(i,i)(i,i)(i,i)的矩形内的加法，每个数加上aiaia_i...
BZOJ4540 [Hnoi2016]序列
neither_nor
04-29 944
和xuruifan讨论了半天，然后orz了一下网上题解“预处理一些东西，然后莫队” …… 于是YY了半天预处理啥终于YY了出来 对于一次添加操作，会对答案做出一些贡献，在其他条件相同的情况下删除这个数的贡献和添加的贡献一样，在左边添加和在右边添加一样，所以我们只讨论在左边添加的情况 首先单调栈预处理一下每个数左边和右边第一个比他小的数的位置，两个位置之间称为这个数的覆盖区间 然后预处理一
[莫队 单调栈] BZOJ 4540 [Hnoi2016]序列
雯舞
04-20 991
题解：http://www.cnblogs.com/Ngshily/p/5409337.html 给出一个序列，求某段区间的位置不同子串的最小值之和 对于前4040，我们可以n2n2预处然后O(nn√)O(nn) 预处理中zzz[i][j]zzz[i][j]表示以ii开头，结尾最长到jj的前缀子串的最小值之和 同理fff[i][j]fff[i][j]表示倒过来的情况
bzoj4540: [Hnoi2016]序列
weixin_30247781的博客
04-20 164
传送门：http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=4540 思路：又是莫队.... 我们发现左右端点移动时，只会增加或删除某个点开头或结尾的区间 先考虑右端点从r移动到r+1 令p为[l,r]中最小值的位置 那么它会对新加的区间中的p-l+1个区间产生a[p]的贡献 另一些左端点在[p+1,r]，右端点是r+1的区间怎么统计...
bzoj4540 序列 (单调栈+莫队+rmq)
weixin_30341735的博客
11-21 117
首先，如果我知道[l,r]，要转移到[l,r+1]的时候，就是加上以r+1为右端点，[l,r+1]为左端点的区间的最小值，其他情况和这个类似 考虑这玩意怎么求 右端点固定的话，我左端点越往左走，这个最小值一定是越来越小 找到[l,r+1]范围内的最小值mi，那么在mi前面的第一个比mi小的位置(记为L[mi])，一定在这个范围外 而且相同的左端点，以这个位置为右端点和以r+1为右端点，区间...
bzoj4540
weixin_30802273的博客
11-30 136
莫队+st表 据说这是经典问题，但是我不会。。。 问题在于莫队怎么算贡献，每次移动一个位置，现在为[l,r],那么就增加了[l-1,r),r的贡献，怎么算呢？我们预处理fl,fr,fl[i]表示以i为开头的前缀和，fr表示以i为结尾的后缀和，这个东西能够相减，但也不是完全满足 每次我们计算贡献的时候，设最小值的位置为p，那么对于右端点来说，贡献就是fr[r]-fr[p]+(p - ...
Bzoj4540:[Hnoi2016]序列:莫队+RMQ
蜜の夜明け
06-20 689
题目链接4540:[Hnoi2016]序列 考虑莫队算法，在移动一个端点的时候，假设要处理的区间为[l,r]切向左扩大区间，最小值所在位置为k，那么a[k]的贡献为(r-k+1)*a[k]，即[k,r]的新增序列都以a[k]为最小值 还有一段区间[l,k-1]没有处理，设s[i]为以i为左端点的合法区间的答案，r[i]为i右侧第一个不大于a[i]的输的位置，那么s[i]=s[r[i]]+1ll
序列 [线段树]
Zbr162的博客
10-22 268
#include<bits/stdc++.h> #define reg register int read(){ char c; int s = 0, flag = 1; while((c=getchar()) && !isdigit(c)) if(c == '-'){ flag = ...
bzoj4540（莫队+前缀和+ST表）
a1035719430的博客
07-19 265
考虑右端点的贡献。 假设l[i]l[i]l[i]表示iii左边第一个比a[i]a[i]a[i]小的位置。 那么一段区间(l,r)(l,r)(l,r)的贡献大概就是 ∑i&amp;amp;amp;gt;=li=r(i−l[i])∗a[i](i=l[i])∑i=ri&amp;amp;amp;gt;=l(i−l[i])∗a[i](i=l[i])\sum_{i = r}^{i &amp;amp;gt;= l} (i-l[i])*a[i](i = l[i]) 这个我们...
bzoj4540 序列
WTMSB!!!的博客
04-25 273
做法同bzoj4262#include <stdio.h> #include <string.h> #include <algorithm> using namespace std;int gint(){ char c; int f=1; while(c=getchar(),c<48||c>57) if(c=='-')f=-1; int x=0; fo
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