【题解】动态逆序对 [CQOI2011] [P3157] [BZOJ3295] [P1393]
【题解】动态逆序对 [CQOI2011] [P3157] [BZOJ3295] [P1393]
水一水QAQ
题目链接； \([P3157]\) \([BZOJ3295]\)
【题目描述】
对于一个序列 \(a\) ，他的逆序对数定义为满足 \(i<j\)，且 \(a_i>a_j\) 的数对 \((i,j)\) 的个数。
给出 \(1\) 到 \(n\) 的一个排列，依次删除 \(m\) 个元素，在每次删除一个元素之前统计出序列的逆序对数。
【输入】
输入第一行包含两个整数 \(n\) 和 \(m\)，以下 \(n\) 行包含 \(n\)个小于等于 \(n\) 的正整数，即初始序列。随后 \(m\) 行共 \(m\) 个正整数，表示要删除的元素。
【输出】
输出包含 \(m\) 行，表示每次删除某个元素之前，逆序对的个数。
【样例】
输入：
5 4
1
5
3
4
2
5
1
4
2
样例输出：
5
2
2
1
样例解释:
初始序列：(1,5,3,4,2)
逆序对个数为：5，删去5后的序列：(1,3,4,2)
逆序对个数为：2，删去1后的序列：(3,4,2)
逆序对个数为：2，删去4后的序列：(3,2)
逆序对个数为：1，删去2后的序列：(3)
【数据范围】
\(100\%\) \(n \leqslant 1e5,m \leqslant 5e4\)
【分析】
这道题的解法似乎比较多，但本蒟蒻只会一种【主席树】。
首先考虑一下不带修改的静态求逆序对，直接用树状数组随便搞搞就行了：
用 \(a1[i]\) 表示位于 \(i\) 前面且大于 \(a[i]\) 的元素的个数，
用 \(a2[i]\) 表示位于 \(i\) 后面且小于 \(a[i]\) 的元素的个数，
答案则是： \(\sum_{i=1}^n a1[i]\)
带了修改后，问题变得略微麻烦了一点，首先按静态求逆序对的方法计算出初始序列的逆序对个数，每删除一个数 \(a[i]\)，它所造成的影响就是：使序列中的逆序对个数减少了 \(a1[i]+a2[i]\) 个，于是只需要在删除某个数后计算一下贡献值即可。
但如果 \(a1[i]\) 或 \(a2[i]\) 统计的数中有已经删除过的怎么办？那相当于是对于同一对逆序数减了两次（删除前面的数时已经减去了这一对逆序数，消去了它的贡献，删除后面的数时又减了一次），所以在计算删除 \(a[i]\) 的贡献时还需要加上在已经删除的数中可以与 \(a[i]\) 形成的逆序对数，可以用主席树维护已经删除的数。
\(【Code】\)
#pragma GCC optimize(2)
#pragma GCC optimize(3,"Ofast","inline")
#include<algorithm>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#define mid (L+R>>1)
#define Re register int
#define LL long long
#define F(i,a,b) for(Re i=a;i<=b;++i)
using namespace std;
const int N=1e5+3,M=5e4+3;LL ans;
int x,n,T,fu,cnt,C[N],a[N],b[N],a1[N],a2[N],pt[N],ptl[50],ptr[50];
struct QAQ{int g,lp,rp;}tree[N*50];//空间一定要开足
inline void in(int &x){
x=fu=0;char c=getchar();
while(c<'0'||c>'9')fu|=c=='-',c=getchar();
while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48),c=getchar();
x=fu?-x:x;
}
inline void out(LL x){if(x>9)out(x/10);putchar(x%10+'0');}
inline int ask(Re x){Re ans=0;while(x)ans+=C[x],x-=x&-x;return ans;}//树状数组的单点修改
inline void add(Re x){while(x<=n)++C[x],x+=x&-x;}//树状数组的区间查询
inline int ask_(Re L,Re R,Re x,Re rule){
Re tl=0,tr=0,ans=0;
for(Re i=L-1;i;i-=i&-i)ptl[++tl]=pt[i];
for(Re i=R;i;i-=i&-i)ptr[++tr]=pt[i];
L=1,R=n;
while(L<R)
if(x<=mid){//若x在左子树，则右子树全在x的后面
if(rule){//查询已删除的数中在i后面且比a[i]小的数
F(i,1,tl)ans-=tree[tree[ptl[i]].rp].g;//累加上右子树的所有信息
F(i,1,tr)ans+=tree[tree[ptr[i]].rp].g;
}
F(i,1,tl)ptl[i]=tree[ptl[i]].lp;
F(i,1,tr)ptr[i]=tree[ptr[i]].lp;
R=mid;//进入左子树的查询
}
else{//若x在右子树，则左子树全在x的前面
if(!rule){//查询已删除的数中在i前面且比a[i]大的数
F(i,1,tl)ans-=tree[tree[ptl[i]].lp].g;//累加上右子树的所有信息
F(i,1,tr)ans+=tree[tree[ptr[i]].lp].g;
}
F(i,1,tl)ptl[i]=tree[ptl[i]].rp;
F(i,1,tr)ptr[i]=tree[ptr[i]].rp;
L=mid+1;//进入右子树的查询
}
return ans;
}
inline void change(Re &p,Re L,Re R,Re x){//【单点修改】
if(!p)p=++cnt;++tree[p].g;
if(L==R)return;
if(x<=mid)change(tree[p].lp,L,mid,x);
else change(tree[p].rp,mid+1,R,x);
}
int main(){
in(n),in(T);
F(i,1,n){//用树状数组预处理a1[]
in(a[i]),b[a[i]]=i;
ans+=(a1[i]=ask(n)-ask(a[i]));//预处理出初始序列的逆序对数
add(a[i]);
}
memset(C,0,sizeof(C));
F(j,1,n){//用树状数组预处理a2[]
Re i=n-j+1;
a2[i]=ask(a[i]-1);
add(a[i]);
}
while(T--){
out(ans);puts("");
in(x);x=b[x];//要删除 x ，b[x]为它原本的位置
ans-=a1[x]+a2[x]-ask_(1,x-1,a[x],1)-ask_(x+1,n,a[x],0);
Re i=x;
while(i<=n)change(pt[i],1,n,a[x]),i+=i&-i;//删除了数后更新一下线段树
}
}
双倍经验： \([P1393]\)
这道题的数据范围变小了一些，但给定的序列需要离散化，并且题目改成了删除位于 \(x\) 上的数，注意一下这几个地方，随便搞搞就完事了。
\(【Code】\)
#pragma GCC optimize(2)
#pragma GCC optimize(3,"Ofast","inline")
#include<algorithm>
#include<cstring>
#include<cstdio>
#define mid (L+R>>1)
#define Re register int
#define LL long long
#define F(i,a,b) for(Re i=a;i<=b;++i)
using namespace std;
const int N=4e4+3;LL ans;
int x,n,m,T,fu,cnt,C[N],a[N],a1[N],a2[N],pt[N],pos[N],ptl[50],ptr[50];
struct QAQ{int g,lp,rp;}tree[N*50];//空间一定要开足
struct QWQ{int i,x;inline bool operator<(QWQ b)const{return x<b.x;}}Q[N];
inline void in(int &x){
x=fu=0;char c=getchar();
while(c<'0'||c>'9')fu|=c=='-',c=getchar();
while(c>='0'&&c<='9')x=(x<<1)+(x<<3)+(c^48),c=getchar();
x=fu?-x:x;
}
inline void out(LL x){if(x>9)out(x/10);putchar(x%10+'0');}
inline int ask(Re x){Re ans=0;while(x)ans+=C[x],x-=x&-x;return ans;}//树状数组的单点修改
inline void add(Re x){while(x<=n)++C[x],x+=x&-x;}//树状数组的区间查询
inline int ask_(Re L,Re R,Re x,Re rule){
Re tl=0,tr=0,ans=0;
for(Re i=L-1;i;i-=i&-i)ptl[++tl]=pt[i];
for(Re i=R;i;i-=i&-i)ptr[++tr]=pt[i];
L=1,R=n;
while(L<R)
if(x<=mid){//若x在左子树，则右子树全在x的后面
if(rule){//查询已删除的数中在i后面且比a[i]小的数
F(i,1,tl)ans-=tree[tree[ptl[i]].rp].g;//累加上右子树的所有信息
F(i,1,tr)ans+=tree[tree[ptr[i]].rp].g;
}
F(i,1,tl)ptl[i]=tree[ptl[i]].lp;
F(i,1,tr)ptr[i]=tree[ptr[i]].lp;
R=mid;//进入左子树的查询
}
else{//若x在右子树，则左子树全在x的前面
if(!rule){//查询已删除的数中在i前面且比a[i]大的数
F(i,1,tl)ans-=tree[tree[ptl[i]].lp].g;//累加上右子树的所有信息
F(i,1,tr)ans+=tree[tree[ptr[i]].lp].g;
}
F(i,1,tl)ptl[i]=tree[ptl[i]].rp;
F(i,1,tr)ptr[i]=tree[ptr[i]].rp;
L=mid+1;//进入右子树的查询
}
return ans;
}
inline void change(Re &p,Re L,Re R,Re x){//【单点修改】
if(!p)p=++cnt;++tree[p].g;
if(L==R)return;
if(x<=mid)change(tree[p].lp,L,mid,x);
else change(tree[p].rp,mid+1,R,x);
}
int main(){
in(m),in(T);
F(i,1,m)in(a[i]),Q[++n].x=a[i],Q[n].i=i;
sort(Q+1,Q+n+1);
F(i,1,n)pos[Q[i].i]=i;
F(i,1,m){//用树状数组预处理a1[]
ans+=(a1[i]=ask(n)-ask(pos[i]));//预处理出初始序列的逆序对数
add(pos[i]);
}
memset(C,0,sizeof(C));
F(j,1,m){//用树状数组预处理a2[]
Re i=m-j+1;
a2[i]=ask(pos[i]-1);
add(pos[i]);
}
out(ans),putchar(' ');
while(T--){
in(x);//要删除 x 这个位置上的数
ans-=a1[x]+a2[x]-ask_(1,x-1,pos[x],1)-ask_(x+1,n,pos[x],0);
Re i=x;
while(i<=n)change(pt[i],1,n,pos[x]),i+=i&-i;//删除了数后更新一下线段树
out(ans),putchar(' ');
}
}
