【BZOJ2333】棘手的操作(左偏树,STL)

本文介绍了一道编号为BZOJ2333的编程题,该题需要使用左偏树和标记来解决单点及联通块操作的问题,并通过一个multi变量来维护全局最大值。文章给出了详细的代码实现过程。

【BZOJ2333】棘手的操作(左偏树,STL)

题面

BZOJ上看把。。。

题解

正如这题的题号
我只能\(2333\)
神TM棘手的题目。。。

前面的单点/联通块操作
很显然是一个左偏树+标记
(确实很显然,只是写死人。。。)

然后对于全局的最大值而言
搞一个\(multi\)来水

看起来真的简单。。
写起来真的想死。。。
记住:要特判一下已经联通的块就不要再去\(Merge\)

#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cstdlib>
#include<cstring>
#include<cmath>
#include<algorithm>
#include<set>
#include<map>
#include<vector>
#include<queue>
using namespace std;
#define MAX 300010
inline int read()
{
    int x=0,t=1;char ch=getchar();
    while((ch<'0'||ch>'9')&&ch!='-')ch=getchar();
    if(ch=='-')t=-1,ch=getchar();
    while(ch<='9'&&ch>='0')x=x*10+ch-48,ch=getchar();
    return x*t;
}
int n;
multiset<int> S;
struct Node
{
    int ls,rs,ff;
    int v,dis;
    int lz;
}t[MAX];
int Lazy,root;
int getf(int x){while(t[x].ff)x=t[x].ff;return x;}
void putlazy(int x,int w)
{
    t[x].v+=w;
    t[x].lz+=w;
}
void pushdown(int x)
{
    if(!t[x].lz)return;
    if(t[x].ls)putlazy(t[x].ls,t[x].lz);
    if(t[x].rs)putlazy(t[x].rs,t[x].lz);
    t[x].lz=0;
}
int Merge(int r1,int r2)
{
    if(!r1||!r2)return r1+r2;
    pushdown(r1);pushdown(r2);
    if(t[r1].v<t[r2].v)swap(r1,r2);
    t[r1].rs=Merge(t[r1].rs,r2);
    t[t[r1].rs].ff=r1;
    if(t[t[r1].ls].dis<t[t[r1].rs].dis)swap(t[r1].ls,t[r1].rs);
    t[r1].dis=t[t[r1].rs].dis+1;
    return r1;
}
void Update(int x)
{
    if(!x)return;
    if(t[t[x].ls].dis<t[t[x].rs].dis)swap(t[x].ls,t[x].rs);
    t[x].dis=t[t[x].rs].dis+1;
    Update(t[x].ff);
}
void Alldown(int x)
{
    if(t[x].ff)Alldown(t[x].ff);
    pushdown(x);
}
void Del(int x)
{
    Alldown(x);
    t[t[x].ls].ff=t[t[x].rs].ff=0;
    if(t[t[x].ff].rs==x)t[t[x].ff].rs=0;
    else t[t[x].ff].ls=0;
    int rtt=getf(t[x].ff);
    Merge(rtt,Merge(t[x].ls,t[x].rs));
    Update(t[x].ff);
    t[x].ff=t[x].ls=t[x].rs=0;
}
void Plus(int x,int w)//单点修改
{
    int rtt=getf(x);
    if(!t[x].ff)
    {
        S.erase(S.find(t[x].v));
        t[t[x].ls].ff=t[t[x].rs].ff=0;
        pushdown(x),rtt=Merge(t[x].ls,t[x].rs);
        t[x].ff=t[x].ls=t[x].rs=0;
    }
    else Del(x),S.erase(S.find(t[rtt].v));
    t[x].v+=w;
    int gg=Merge(x,rtt);
    S.insert(t[gg].v);
}
void AllPlus(int x,int w)
{
    x=getf(x);
    S.erase(S.find(t[x].v));
    putlazy(x,w);
    S.insert(t[x].v);
}
int main()
{
    n=read();
    for(int i=1;i<=n;++i)t[i].v=read(),S.insert(t[i].v);
    int Q=read();
    char ch[5];
    while(Q--)
    {
        scanf("%s",ch);
        if(ch[0]=='A')
        {
            if(ch[1]=='1')
            {
                int x=read(),v=read();
                Plus(x,v);
            }
            else if(ch[1]=='2')
            {
                int x=read(),v=read();
                AllPlus(x,v);
            }
            else Lazy+=read();
        }
        else if(ch[0]=='F')
        {
            if(ch[1]=='1')
            {
                int x=read();
                Alldown(x);
                printf("%d\n",t[x].v+Lazy);
            }
            else if(ch[1]=='2')
            {
                int x=read();
                x=getf(x);
                printf("%d\n",t[x].v+Lazy);
            }
            else printf("%d\n",*--S.end()+Lazy);
        }
        else
        {
            int x=read(),y=read();
            x=getf(x),y=getf(y);
            if(x==y)continue;
            int kk=Merge(x,y);
            S.erase(S.find(kk==x?t[y].v:t[x].v));
        }
    }
    return 0;
}

转载于:https://www.cnblogs.com/cjyyb/p/8277622.html

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 (树形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。 我们可以使用树形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树,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 树形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
评论
添加红包

请填写红包祝福语或标题

红包个数最小为10个

红包金额最低5元

当前余额3.43前往充值 >
需支付:10.00
成就一亿技术人!
领取后你会自动成为博主和红包主的粉丝 规则
hope_wisdom
发出的红包
实付
使用余额支付
点击重新获取
扫码支付
钱包余额 0

抵扣说明:

1.余额是钱包充值的虚拟货币,按照1:1的比例进行支付金额的抵扣。
2.余额无法直接购买下载,可以购买VIP、付费专栏及课程。

余额充值