给一个数列,求满足区间中任意两个数的差值均小于K的,这样的区间个数。
RMQ预处理区间最大、最小值。
然后从小到大枚举区间右端点i,对于每一个右端点,考虑其左端点最远(最小值)能到哪里,设为L[i]。则以该右端点为右端点的且满足条件的区间个数为i-L[i]+1。
下面是L[i]的求法:
对于端点i来说,显然有L[i]>=L[i-1],若L[i]<L[i-1],即区间[L[i],i]中任意两个数的差值均小于K,即有区间[L[i],i-1]也是满足条件的区间,即存在一个更小的左端点L[i],这与L[i-1]的定义矛盾。这就是说,由小到大枚举右端点i的时候,左端点也是逐渐在向右移动的,显然移动的上界即为i
因此,枚举右端点i的时候,用一指针s一开始指向数列的起始下标(即相当于L[i]),查询区间[s,i]的最大最小值的差值,若小于K,则满足要求,累加i-s+1;否则指针s后移。
除了用RMQ查询最大最小值外,该题还可以使用单调队列来维护最大最小值。。
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstring>
#include<map>
#include<set>
#include<vector>
#include<stack>
#include<queue>
#include<cmath>
#define inf 0x3f3f3f3f
#define mod 1000000007
using namespace std;
typedef long long LL;
int maxsum[100001][20],minsum[100001][20],a[100001];
void RMQ(int num)
{
int i,j;
for(i=1;i<=num;++i){
maxsum[i][0]=a[i];
minsum[i][0]=a[i];
}
for(j = 1; (1<<j) <=num+1; ++j)
for(i = 1; i <= num; ++i)
if(i + (1 << j) - 1 <= num)
{
maxsum[i][j] = max(maxsum[i][j - 1], maxsum[i + (1 << (j - 1))][j - 1]);
minsum[i][j] = min(minsum[i][j - 1], minsum[i + (1 << (j - 1))][j - 1]);
}
}
int query(int l,int r){
int k=log(r-l+1)/log(2.0);
return max(maxsum[l][k],maxsum[r-(1<<k)+1][k])-min(minsum[l][k],minsum[r-(1<<k)+1][k]);
}
int main()
{
int cnt,t,i,n,k;
cin>>t;
while(t--){
scanf("%d%d",&n,&k);
for(i=1;i<=n;++i) scanf("%d",&a[i]);
RMQ(n);
LL ans=0;
int s=1;
for(i=1;i<=n;++i){
while(query(s,i)>=k&&s<=i) ++s;
ans+=(i-s+1);
}
printf("%lld\n",ans);
}
return 0;
}