【leetcode】子数组的最小值之和

单调栈在解决算法问题时是一个很优化的思路，可以降低时间复杂度。

在接雨水问题——动态规划+单调栈，学习了一道比较经典的单调栈问题，接下来，仍然是对单调栈的一个练习。

1. 题目描述

题目链接：907. 子数组的最小值之和

2. 思路分析

这题意思是，遍历所有的连续子数组，然后求所有子数组中最小值之和。

1）暴力法

遍历所有区间，然后对于每个区间找出最小值求和。这种方法时间复杂度是 O(n^3) ，显然不可行。

2）暴力法优化

对于区间左端点 i ，遍历所有的右端点 j ，然后维护最小值，时间复杂度可以降到 O(n^2) ，但还是太高了。

3）单调栈

既然我们不能先遍历区间，然后找最小值，那么我们不如顺序倒过来，对于每个值，我们找有多少区间里面，它是最小值。

对于一个数字 A[i] 来说，如果在某个区间 [j, k] 里面它是最小值，那么 [j, k] 包含 A[i] 的子数组的最小值也一定是 A[i] 。所以我们只需要找出最大的那个区间，使得 A[i] 是最小值就行了。

如 A = [3, 1, 2]，A[1] = 1，在0到2里面都是最小值，那么[0, 2]里包含A[1]的子数组最小值也一定是A[1]。

[3, 1], [1], [3, 1, 2], [1, 2] 最小值都是A[1]。

另一个性质是，左右端点 j 和 k 是相互独立的，不会影响，因为 [i, k] 的改变并不会改变 [j, i] 的最小值。所以我们只需要分别求出 A[i] 往左和往右的最远距离就行了。

因为往左和往右求解方法是类似的，所以我们只需要看一个方向就行了。同样不能遍历一遍，不然就和暴力法没区别了嘛。这时候就要介绍神器了——单调栈。

单调栈是一个栈，后进先出，里面的元素是单调递增或递减的。而在这题里面，我们要求的是 A[i] 左边最远的距离，等价于求左边第一个比它小的数字 A[j] 。而 A[j+1], …, A[i] 都大于等于 A[i] ，所以都可以作为符合要求区间的左端点。

这里单调栈只需要维护一个单调上升的子序列就行了，遍历到一个数 A[i] 的时候，如果栈顶的元素大于等于 A[i] ，那么就出栈，直到第一个小于 A[i] 的数 A[j] 为止，那么 A[i] 为最小值的区间左端点可选择数量为 j - i。为什么这样是对的呢？因为 A[j] 是栈里面第一个小于 A[i] 的数，而 A[j] 后面的数都大于 A[j] ，这样才不会把 A[j] 顶出栈。而如果栈是空的，就说明 A[i] 前面的所有元素都大于等于它，那么所有区间都符合条件了。

而右边最大的范围同理可以求得，但是这里有个需要注意的地方！如果存在两个相同的数，这么算不是会导致同一个区间在两个数的位置处计算两次吗？所以要稍稍改进一下，既然向左计算的时候，已经包含了相等的值了，那么向右计算就要排除掉了。也就是从右往左计算右边最远范围的时候，只能计算右边第一个小于等于它的位置，而向左是计算第一个小于它的位置。这样就不会重复计算了。

4）单调栈+动态规划

上面的方法不仅要考虑两端的范围，还得考虑去重，真是麻烦又容易写错。下面介绍一种更加好写又不容易写错的方法，只是不那么容易想到。

我们定义dp[i] 为所有以 i 为右端点的区间的最小值之和，同样用单调栈的方法来寻找左边最远的距离，使得区间内 A[i] 是最小值。假设用单调栈找到了左边第一个比 A[i] 小的数是 A[j] ，那么 dp[i] 就可以加上 (i - j) * A[i] ，因为 A[j] 往右都是 A[i] 最小。而 A[j] 再往左呢？这些区间最小值等价于直接以 A[j] 为右端点的最小值，因为 A[j] 往右的数都比它大，没有影响，所以 dp[i] 再加上 dp[j] 就行了。

上面两种方法时间复杂度都是 O(n) 的，因为进栈出栈最多也只需要 2n 次。

3. Java实现

首先，对于单调栈，用LinkedList来存储数组下标，来维护单调递增栈。

LinkedList<Integer> stack = new LinkedList<>();  // 单调栈，存储元素下标

如果栈不空，且当前数组小于栈顶元素，则出栈。

while (!stack.isEmpty() && arr[i] < arr[stack.peek()]) {
   
   
    stack.pop(