约束RMQ

不知道为什么网上找不到太多相关的资料,所以写一个小总结,并附有能用的代码,抛砖引玉。

 

约束RMQ,就是RMQ区间必须满足两项之差最大为1,采用ST表的话,这时候有O(n)建表,O(1)查询的优秀复杂度

求LCA,通过DFS把原树转化为深度序列,就等价于求区间最小值 (取到的位置)

由于DFS的性质,该序列两个数之间显然相差1,所以可以使用约束RMQ解决

先总体概括一下做法:把原序列分块,块内预处理,块间做ST表

分块大小定为L=log(n)/2,这样共分D=n/L块,对这D个数(块内最小值)做正常ST表,建表复杂度O(Dlog(D))=O((n/L)(log(n)-log(L))=O(n)

我们要保证每个步骤都是O(n)的,log(n)/2的块正好消去了ST建表时的log

但在此之前,我们得处理出块内的最小值,该怎么做呢?一个正常想法就是枚举每个数,一共是O(n)复杂度

但是,这样做虽然留下了每块的最小值以及其取到的位置,若考虑查询块的一个区间,而这个区间恰好取不到最小值,这时候只能暴力枚举,就破坏了查询O(1)了

 

至此我们仍没有使用其±1的特殊性质,现在考虑一下。

块内一共log(n)/2个数,由乘法原理可知,本质不同的块有U=2^(log(n)/2)=n^(1/2)个,我们不妨处理出每个这种块,复杂度Ulog(n)/2,这个函数增长是小于线性的,可以认为是O(n)

这样,处理出每个块内两元素的大小关系,就可以用01唯一表示一个块了,可以用二进制存下来,作为一个块的特征,这一步复杂度O(n)

这样有一个好处,即使查询块内一个区间,我们只需要提取这个区间对应的二进制数,就可以在预处理的数组中O(1)查询了

(怎么做呢?把这段二进制数提出来,移到最右边,由于我们规定0表示小于,1表示大于,所以会贪心地选取前面的数,查表减去偏移量就可以了)

 

查询时,类似分块,边角的块直接查表,中间部分ST表查询,查询是O(1)的。

 

至此我们完成了O(n)建表,O(1)查询的约束RMQ。

 

一般地,对于任何一个序列,可以在O(n)时间内建成一颗笛卡尔树,把查询该序列RMQ转化为求笛卡尔树LCA,就变成O(1)的了。

 

想进一步提高速度,可以使用更快的log

int MYLOG (unsigned int x) {
   static const int log_2[256] = {
     0,1,2,2,3,3,3,3,4,4,4,4,4,4,4,4,5,5,5,5,5,5,5,5,5,5,5,5,5,5,5,5,
     6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,6,
     7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,
     7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,7,
     8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,
     8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,
     8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,
     8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8,8
   };
   int l = -1;
   while (x >= 256) { l += 8; x >>= 8; }
   return l + log_2[x];
} 

 

 

 

解决LCA的代码:

//drunk,fix later
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<cmath>
#define Re register
using namespace std;

const int MAXN=1000005;

inline int rd() {
    int ret=0,f=1;
    char c;
    while(c=getchar(),!isdigit(c))f=c=='-'?-1:1;
    while(isdigit(c))ret=ret*10+c-'0',c=getchar();
    return ret*f;
}

int n,m,st;

struct Edge {
    int next,to;
} e[MAXN<<1];
int ecnt,head[MAXN];
inline void add(int x,int y) {
    e[++ecnt].next = head[x];
    e[ecnt].to = y;
    head[x] = ecnt;
}

int appear[MAXN],elm[MAXN],dep[MAXN],tot;
void dfs(int x,int pre) {
    appear[x]=++tot;
    elm[tot]=x;
    dep[tot]=dep[appear[pre]]+1;
    for(int i=head[x]; i; i=e[i].next) {
        int v=e[i].to;
        if(v==pre) continue;
        dfs(v,x);
        elm[++tot]=x;
        dep[tot]=dep[appear[x]];
    }
}

int blockLen,num,L[MAXN],R[MAXN],bl[MAXN];
int blockTyp[MAXN],f[MAXN][32],g[MAXN][32];
int lookUp[MAXN];
inline int computeType(int x) {
    int sum=0;
    for(Re int i=L[x]; i<=R[x]-1; i++)
        sum<<=1,sum+=(dep[i+1]>dep[i]);
    return sum;
}

inline void calcPos(int x) {
    int len=0,po=0,cnt=0,mn=1<<30,mnid;
    len=blockLen;
    for(Re int i=len; i>=0; i--) {
        po++;
        if((1<<i)&x) cnt++;
        else cnt--;
        if(cnt<mn) mn=cnt,mnid=po;
    }
    lookUp[x]=mnid-1;
}

void build() {
    blockLen=log2(tot)/2;
    num=tot/blockLen;
    if(tot%blockLen) num++;
    for(Re int i=1; i<=num; i++) {
        L[i]=(i-1)*blockLen+1;
        R[i]=i*blockLen;
    }
    for(Re int i=tot+1; i<=R[num]; i++) dep[i]=(1<<30);
    for(Re int i=1; i<=tot; i++)bl[i]=(i-1)/blockLen+1;
    for(Re int i=0; i*i<=tot; i++) calcPos(i);
    for(Re int i=1; i<=num; i++)blockTyp[i]=computeType(i);
    for(Re int i=1; i<=num; i++) g[i][0]=(i-1)*blockLen+lookUp[blockTyp[i]],f[i][0]=dep[g[i][0]]; //offset!
    for(Re int j=1; (1<<j)<=num; j++)
        for(Re int i=1; i<=num; i++) 
            if(f[i][j-1]<f[i+(1<<(j-1))][j-1]) f[i][j]=f[i][j-1],g[i][j]=g[i][j-1];
            else f[i][j]=f[i+(1<<(j-1))][j-1],g[i][j]=g[i+(1<<(j-1))][j-1];
}

inline int inBlockQuery(int x,int y) {
    int u=blockTyp[bl[x]],v=(bl[x]-1)*blockLen+lookUp[u];
    if(x<=v&&v<=y) return v;
    int sav=bl[x];
    x-=L[sav]-1;y-=L[sav]-1;
    u>>=(blockLen-y);
    u&=(~((-1)<<(y-x)));
    return (sav-1)*blockLen+lookUp[u]-(blockLen-y);
}

int query(int x,int y) {
    if(bl[x]==bl[y]) return inBlockQuery(x,y);
    int mn=1<<30,mnid,tmp;
    tmp=inBlockQuery(x,R[bl[x]]);
    if(dep[tmp]<mn) mn=dep[tmp],mnid=tmp;
    tmp=inBlockQuery(L[bl[y]],y);
    if(dep[tmp]<mn) mn=dep[tmp],mnid=tmp;
    int l=bl[x]+1,r=bl[y]-1,len;
    if((r-l+1>0))  len=log2(r-l+1);
    else return mnid;
    if(f[l][len]<mn) mn=f[l][len],mnid=g[l][len];
    if(f[r-(1<<len)+1][len]<mn) mn=f[r-(1<<len)+1][len],mnid=g[r-(1<<len)+1][len];
    return mnid;
}

int main() {
    n=rd();m=rd();st=rd();
    int x,y;
    for(Re int i=1; i<=n-1; i++) {
        x=rd();y=rd();
        add(x,y);add(y,x);
    }
    dfs(st,0);build();
    for(int i=1; i<=m; i++) {
        x=rd();y=rd();
        if(appear[x]>appear[y]) swap(x,y);
        printf("%d\n",elm[query(appear[x],appear[y])]);
    }
    return 0;
}

 

posted @ 2018-07-08 17:40  GhostCai  阅读(...)  评论(...编辑  收藏