Dynamic Rankings(整体二分)

Dynamic Rankings(整体二分)

带修区间第k小。\(n,q\le 10^4\)

这次我们旧瓶装新酒,不用带修主席树。我们用整体二分!整体二分是啥东西呢?

二分答案可以解决一次询问的问题。只要二分这个询问的答案就行了。

考虑这道题,如果改成一个询问,怎么用二分答案做(虽然其它方法随便做)。把初始值也看成一个修改,暴力修改值。二分区间第k小数的值v,把小于v的数都改成1,大于的都改成0。那么现在问题就变成了,查询区间中1的个数cnt。如果cnt<=k,那么第k小数的值肯定<=v。否则第k小数的值>v。

对于这道题,如果把所有询问都二分一遍,那么时间复杂度为\(O(q*nlogv)\)。炸了!!

好的,我们来边缘ob一波。我们发现,我们把所有询问都二分答案了一遍。可不可以把询问放到一个二分里呢?

这就是整体二分。把所有修改和询问按照时间排在一起,设当前层二分的答案是v。那么,就可以把小于v的所有数变成1,大于v的则变成0。

那么,对于这个层的每一个询问,它们都需要获得它们[l, r]区间中1的个数。并且,还要支持修改某个位置的值(把那个值变成0或变成1)。用树状数组维护就行了哟。

显然时间复杂度是\(O(logv*nlogn)=O(nlog^2n)\)。但是比起带修主席树来说,整体二分的常数相对小一些,不过也快不了多少。

能用整体二分的条件是:

  • 询问满足可二分性
  • 修改对询问的贡献独立
  • 题目允许离线处理询问
  • ……

整体二分可以二分第k大值,也可以二分时间(某个点被消灭的时间)。

还有一个东西,我讲不清楚,摘一下这里的博客:

关于整体二分

整体二分主要是把所有询问放在一起二分答案,然后把操作也一起分治。

什么时候用呢?

当你发现多组询问可以离线的时候

当你发现询问可以二分答案而且check复杂度对于单组询问可以接受的时候

当你发现询问的操作都是一样的的时候

你就可以使用整体二分这个东西了。

具体做法讲起来有些玄学,其实类似主席树转化到区间的操作或者线段树上二分。

想想:二分答案的时候,对于一个答案,是不是有些操作是没用的,有些操作贡献是不变的?

比如二分一个时间,那么时间后面发生的操作就是没有用的,时间前面的贡献是不变的。

二分一个最大值,比mid大的都是没用的,比mid小的个数是一定的。

整体二分就是利用了这么一个性质。

坑点:

树状数组不能暴力清零!(\(O(n^2logn)\)预警)


#include <cctype>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
using namespace std;

const int maxn=5e4+5;
struct Query{
    int x, y, k, type, dfn;  //l, r, k, 2, 询问编号 或者修改时值 
}q[maxn], q1[maxn], q2[maxn];

int a[maxn], n, m, t, cntq, ans[maxn];

int seg[maxn];
inline int lowbit(int x){ return x&(-x); }
void add(int x, int v){
    for (int i=x; i<=n; i+=lowbit(i))
        seg[i]+=v; }
int query(int x){ int re=0;
    for (int i=x; i>0; i-=lowbit(i))
        re+=seg[i]; return re; }


void solve(int qb, int qe, int l, int r){
    if (qb>qe) return;
    if (l==r){
        for (int i=qb; i<=qe; ++i)
            if (q[i].type==2) ans[q[i].dfn]=l;
        return; }
    int m=(l+r)>>1, f=0, s=0;  //f,s:左边/右边几个操作 
    //memset(seg, 0, sizeof(seg));  这行的问题! 
    for (int i=qb; i<=qe; ++i){
        if (q[i].type==1)
            if (q[i].x<=m){
                add(q[i].k, q[i].y);
                q1[f++]=q[i];
            } else q2[s++]=q[i];
        else {
            int t=query(q[i].y)-query(q[i].x-1);  //区间中有多少1
            if (t>=q[i].k) q1[f++]=q[i];
            else{ q[i].k-=t; q2[s++]=q[i]; }
        }
    }
    for (int i=0; i<f; ++i)
    	if (q1[i].type==1) add(q1[i].k, -q1[i].y);
    //左边的修改对右边没影响,右边的修改对左边的也没影响 
    memcpy(q+qb, q1, f*sizeof(Query));
    memcpy(q+qb+f, q2, s*sizeof(Query));
    solve(qb, qb+f-1, l, m);
    solve(qb+f, qe, m+1, r);
}

int main(){
    scanf("%d%d", &n, &m);
    char c; int x, y, k, maxm=0;
    for (int i=1; i<=n; ++i){
        scanf("%d", &a[i]); maxm=max(maxm, a[i]);
        q[++cntq]=(Query){a[i], 1, i, 1, cntq}; }
    for (int i=1; i<=m; ++i){
        while (c=getchar(), !isgraph(c));
        scanf("%d%d", &x, &y); maxm=max(maxm, y);
        if (c=='Q'){
            scanf("%d", &k);
            q[++cntq]=(Query){x, y, k, 2, cntq};  //询问区间[x, y],第k小数 
        }else{
            q[++cntq]=(Query){a[x], -1, x, 1, cntq};  //由于只有a[x]<=m时,在前面会打标记,因此也在a[x]<=m时才消去
            a[x]=y;  //通过a[x]来判断修改要分到哪里 
            q[++cntq]=(Query){a[x], 1, x, 1, cntq};  //a[k]=x
        }
    }
    solve(1, cntq, 0, maxm);
    for (int i=1; i<=cntq; ++i) 
        if (ans[i]) printf("%d\n", ans[i]);
    return 0;
}
posted @ 2018-08-08 21:14  pechpo  阅读(677)  评论(2编辑  收藏  举报