【NOI2016】优秀的拆分

题目描述

如果一个字符串可以被拆分为 $AABB$ 的形式,其中 $A$ 和 $B$ 是任意非空字符串,则我们称该字符串的这种拆分是优秀的。

例如,对于字符串 aabaabaa,如果令 $A = \mathrm{aab}$,$B = \mathrm{a}$,我们就找到了这个字符串拆分成 $AABB$ 的一种方式。

一个字符串可能没有优秀的拆分,也可能存在不止一种优秀的拆分。比如我们令 $A=\mathrm{a}$,$B=\mathrm{baa}$,也可以用 $AABB$ 表示出上述字符串;但是,字符串 abaabaa 就没有优秀的拆分。

现在给出一个长度为 $n$ 的字符串 $S$,我们需要求出,在它所有子串的所有拆分方式中,优秀拆分的总个数。这里的子串是指字符串中连续的一段。

以下事项需要注意:

  1. 出现在不同位置的相同子串,我们认为是不同的子串,它们的优秀拆分均会被记入答案。
  2. 在一个拆分中,允许出现 $A=B$。例如 cccc 存在拆分 $A=B=\mathtt{c}$。
  3. 字符串本身也是它的一个子串。

输入格式

每个输入文件包含多组数据。输入文件的第一行只有一个整数 $T$,表示数据的组数。保证 $1 \le T \le 10$。

接下来 $T$ 行,每行包含一个仅由英文小写字母构成的字符串 $S$,意义如题所述。

输出格式

输出 $T$ 行,每行包含一个整数,表示字符串 $S$ 所有子串的所有拆分中,总共有多少个是优秀的拆分。

限制与约定

对于全部的测试点,保证 $1 \le T \le 10$。以下对数据的限制均是对于单组输入数据而言的,也就是说同一个测试点下的 $T$ 组数据均满足限制条件。

我们假定 $n$ 为字符串 $S$ 的长度,每个测试点的详细数据范围见下表:

测试点编号 $n$ 其他约束
1、2$\leq 300$$S$中所有字符全部相同
3、4$\leq 2000$
5、6$\leq 10$
7、8$\leq 20$
9、10$\leq 30$
11、12$\leq 50$
13、14$\leq 100$
15$\leq 200$
16$\leq 300$
17$\leq 500$
18$\leq 1000$
19$\leq 2000$
20$\leq 30000$

暴力分析

似乎暴力就有95分啊?

\(O(n^2)\)预处理双hash,用来判断子串是否相同

然后\(O(n^2)\)处理\(f[i]\)\(f[i]\)表示结尾位置为\(i\),满足\(AA\)的子串数量

然后可以直接根据\(f[i]\)\(O(n^2)\)的的时间内得到\(g[i]\),\(g[i]\)表示,结尾为i满足\(AABB\)的子串数量

很基础啊?

#include<cstdio>  
#include<iostream>  
#include<algorithm>  
#include<cstdlib>  
#include<cstring>
#include<string>
#include<climits>
#include<vector>
#include<cmath>
#include<map>
#define LL long long
 
using namespace std;
 
inline char nc(){
  static char buf[100000],*p1=buf,*p2=buf;
  if (p1==p2) { p2=(p1=buf)+fread(buf,1,100000,stdin); if (p1==p2) return EOF; }
  return *p1++;
}
 
inline void read(int &x){
  char c=nc();int b=1;
  for (;!(c>='0' && c<='9');c=nc()) if (c=='-') b=-1;
  for (x=0;c>='0' && c<='9';x=x*10+c-'0',c=nc()); x*=b;
}
 
inline void read(LL &x){
  char c=nc();LL b=1;
  for (;!(c>='0' && c<='9');c=nc()) if (c=='-') b=-1;
  for (x=0;c>='0' && c<='9';x=x*10+c-'0',c=nc()); x*=b;
}

inline int read(char *s)
{
	char c=nc();int len=1;
	for(;!(c>='a' && c<='z');c=nc()) if (c==EOF) return 0;
	for(;(c>='a' && c<='z');s[len++]=c,c=nc());
	s[len++]='\0';
	return len;
}

inline void read(char &x){
  for (x=nc();!(x>='A' && x<='Z');x=nc());
}

int wt,ss[19];
inline void print(int x){
	if (x<0) x=-x,putchar('-'); 
	if (!x) putchar(48); else {
	for (wt=0;x;ss[++wt]=x%10,x/=10);
	for (;wt;putchar(ss[wt]+48),wt--);}
}
inline void print(LL x){
	if (x<0) x=-x,putchar('-');
	if (!x) putchar(48); else {for (wt=0;x;ss[++wt]=x%10,x/=10);for (;wt;putchar(ss[wt]+48),wt--);}
}

int T,n,f1[2010][2010],f2[2010][2010],f[2010],g[2010];
char s[2010];
const int mo1=100271,mo2=500179;

void init()
{
	memset(f1,0,sizeof(f1));
	memset(f2,0,sizeof(f2));
	for (int i=1;i<=n;i++)
	{
		for (int j=i;j<=n;j++)
			f1[i][j]=(f1[i][j-1]*28%mo1+s[j]-'a'+1)%mo1,
			f2[i][j]=(f2[i][j-1]*28%mo2+s[j]-'a'+1)%mo2;
	}
}

int main()
{
	read(T);
	while (T--)
	{
		read(s);
		n=strlen(s+1);
		init();
		memset(f,0,sizeof(f));
		memset(g,0,sizeof(g));
		for (int i=1;i<=n;i++)
		{
			int j,x;
			if (i%2==1) j=2;else j=1;
			for (;j<=i-1;j+=2)
			{
				x=i-j+1;x=j+x/2-1;
				if (f1[j][x]==f1[x+1][i] && f2[j][x]==f2[x+1][i]) f[i]++;
			}
		}
		for (int i=3;i<=n;i++)
		{
			int s=f[i-1],j=i-2,x;
			for (int j=i+1;j<=n;j+=2)
			{
				x=j-i+1;x=i+x/2-1;
				if (f1[i][x]==f1[x+1][j] && f2[i][x]==f2[x+1][j]) g[j]+=s;
			}
		}
		int ans=0;
		for (int i=4;i<=n;i++)
			ans+=g[i];
		print(ans),puts("");
	}
	return 0;
}

满分算法分析

当时考场上没打算为了这5分再去思考啊

不过正解的思想还是很不错的

基于上面的思想,我们可以看到$$ans=\sum_{i=1}^{i<n} f[i]*g[i+1]$$其中\(f[i]\)表示以第\(i\)位作为结束位的形如\(AA\)的个数,\(g[i]\)表示以第\(i\)位作为开始位的形如\(AA\)的个数

现在的问题就是怎么快速的求\(f[i]\)\(g[i]\)

在UOJ群上围观了Claris秒题以后,大概知道了怎么弄QAQ

我们枚举\(AA\)串中\(A\)的长度\(L\)。在原串上,我们每隔\(L\)设置一个关键点,可以发现,若\(A\)的长度为\(L\)\(AA\)必定恰好经过某两个相邻的关键点。于是我们可以枚举\(AA\)经过的关键点

考虑两个相邻的关键点\(a,b\),有\(b=a+L\),我们求出\(a,b\)的最长公共前缀\(p\)和最长公共后缀\(s\)。若\(p+s>L\)\(AA\)串就一定存在,可以画个图来直观理解一下

那么,我们就可以直接得出可行的开始位置的区间为\([a-s+1,a+p-l]\),可行的结束位置为\([b-s+l,b+p-1]\)

直接暴力枚举的时间复杂度是\(T(n)=\sum_{i=1}^{n} \frac{n}{i}=nlogn\)


现在还有一个问题是怎么求\(a,b\)的最长公共前缀\(p\)和最长公共后缀\(s\)

首先可以看一下uoj35,他所求的是相邻\(rank\)的LCP

我们假设\(h[i]=LCP\{suffix(sa[i-1]),suffix(sa[i])\}\)

可以得到对于任意的\(j\)\(k\)(假设\(rank[j]<rank[k]\)),\(LCP\{suffix(j),suffix(k)\}=min\{h[rank[j]+1],h[rank[j]+2],\cdots ,height[rank[k]]\}\)

直接用ST预处理,每次询问都是\(O(1)\),对上述复杂度无影响

PS.注意,我的代码使用SAM来构造SA的,由于SAM建立的时候会有新的节点产生,所以数组需要开大一些,不然会gg


然后最后的一份问题就是要进行区间加1的操作,直接差分即可,不要再往复杂度上加无谓的log

#include<cstdio>  
#include<iostream>  
#include<algorithm>  
#include<cstdlib>  
#include<cstring>
#include<string>
#include<climits>
#include<vector>
#include<cmath>
#include<map>
#define LL long long
 
using namespace std;
 
inline char nc(){
  static char buf[100000],*p1=buf,*p2=buf;
  if (p1==p2) { p2=(p1=buf)+fread(buf,1,100000,stdin); if (p1==p2) return EOF; }
  return *p1++;
}
 
inline void read(int &x){
  char c=nc();int b=1;
  for (;!(c>='0' && c<='9');c=nc()) if (c=='-') b=-1;
  for (x=0;c>='0' && c<='9';x=x*10+c-'0',c=nc()); x*=b;
}
 
inline void read(LL &x){
  char c=nc();LL b=1;
  for (;!(c>='0' && c<='9');c=nc()) if (c=='-') b=-1;
  for (x=0;c>='0' && c<='9';x=x*10+c-'0',c=nc()); x*=b;
}

inline int read(char *s)
{
	char c=nc();int len=0;
	for(;!(c>='a' && c<='z');c=nc()) if (c==EOF) return 0;
	for(;(c>='a' && c<='z');s[len++]=c,c=nc());
	s[len++]='\0';
	return len;
}

inline void read(char &x){
  for (x=nc();!(x>='A' && x<='Z');x=nc());
}

int wt,ss[19];
inline void print(int x){
	if (x<0) x=-x,putchar('-'); 
	if (!x) putchar(48); else {
	for (wt=0;x;ss[++wt]=x%10,x/=10);
	for (;wt;putchar(ss[wt]+48),wt--);}
}
inline void print(LL x){
	if (x<0) x=-x,putchar('-');
	if (!x) putchar(48); else {for (wt=0;x;ss[++wt]=x%10,x/=10);for (;wt;putchar(ss[wt]+48),wt--);}
}

int n,m,s,b[80010],c[80010],d[80010],f[80010],g[80010];
char sx[80010];
struct data
{
    int len,fa,letter[26],tree[26],id,flag;
}a[80010];
int sa[80010],rank[80010],r1[80010],r2[80010],RANK,f1[80010][20],f2[80010][20];

void Extend(int x,int p)
{
    s++;int q=s;a[q].len=a[p].len+1;
    while (p!=0 && a[p].letter[x]==0)
        a[p].letter[x]=q,p=a[p].fa;
    if (p==0) {a[q].fa=1;return ;}
    int np=a[p].letter[x];
    if (a[np].len==a[p].len+1) a[q].fa=np;
    else
    {
        s++;int nq=s;a[nq].len=a[p].len+1;
        for (int i=0;i<26;i++)
            a[nq].letter[i]=a[np].letter[i];
        a[nq].id=a[np].id;
        a[nq].fa=a[np].fa;a[np].fa=nq;a[q].fa=nq;
        while (p!=0&&a[p].letter[x]==np)
            a[p].letter[x]=nq,p=a[p].fa;
    }
}

void Insert(char x[])
{
    int y=strlen(x);
    s=1;int z=1;
    for (int i=y-1;i>=0;i--)
	  Extend(x[i]-'a',z),z=a[z].letter[x[i]-'a'],a[z].id=i+1,d[i+1]=z,a[z].flag=1;
}

void dfs(int x)
{
	if (RANK>=30000)
		print(1);
    if(a[x].id!=0 && a[x].flag) sa[++RANK]=a[x].id,rank[a[x].id]=RANK;
    for (int i=0;i<26;i++)
        if (a[x].tree[i]!=0) dfs(a[x].tree[i]);
}

void build()
{
    for (int i=1;i<=s;i++)
        c[a[i].len]++;
    for (int i=1;i<=s;i++)
        c[i]+=c[i-1];
    for (int i=1;i<=s;i++)
        b[c[a[i].len]--]=i;
    for (int i=s;i>=1;i--)
    {
        int p=b[i];
        a[a[p].fa].tree[sx[a[p].id+a[a[p].fa].len-1]-'a']=p;
    }
    RANK=0;
    dfs(1);
}

LL Query(int x,int y)
{
    if (x==y) return a[x].len;
    if (a[x].len>a[y].len) return Query(a[x].fa,y);
    else return Query(x,a[y].fa);
}

void SWAP(char *s)
{
	int x=strlen(s);
	for (int i=0;i<x/2;i++)
		swap(s[i],s[x-i-1]);
}

void init()
{
	memset(a,0,sizeof(a));
    memset(b,0,sizeof(b));
    memset(c,0,sizeof(c));
    memset(d,0,sizeof(d));
    memset(sa,0,sizeof(sa));
    memset(rank,0,sizeof(rank));
}

int query1(int z,int y)
{
	z=r1[z],y=r1[y];
	if (z>y) swap(z,y);z++;
    int x=(int)(log(y-z+1)/log(2));
    return min(f1[z][x],f1[y-(1<<x)+1][x]);
}

int query2(int z,int y)
{
	z=r2[z],y=r2[y];
	if (z>y) swap(z,y);z++;
    int x=(int)(log(y-z+1)/log(2));
    return min(f2[z][x],f2[y-(1<<x)+1][x]);
}

void sa_init()
{
	n=strlen(sx);
    init();
    Insert(sx);
    build();
    for (int i=2;i<=n;i++)
    	f1[i][0]=Query(d[sa[i]],d[sa[i-1]]);
    f1[1][0]=0;
    for (int j=1;1<<j<=n;j++)
    	for (int i=1;i+(1<<j)-1<=n;i++)
    		f1[i][j]=min(f1[i][j-1],f1[i+(1<<j-1)][j-1]);
    for (int i=1;i<=n;i++)
    	r1[i]=rank[i];
    init();
    SWAP(sx);
    Insert(sx);
    build();
    for (int i=2;i<=n;i++)
    	f2[i][0]=Query(d[sa[i]],d[sa[i-1]]);
    f2[1][0]=0;
    for (int j=1;1<<j<=n;j++)
    	for (int i=1;i+(1<<j)-1<=n;i++)
    		f2[i][j]=min(f2[i][j-1],f2[i+(1<<j-1)][j-1]);
    for (int i=1;i<=n;i++)
    	r2[n-i+1]=rank[i];
}

int T;

int main()
{
	read(T);
	while (T--)
	{
		read(sx);
		int m=strlen(sx),x,y,s,p;
		sa_init();
		memset(f,0,sizeof(f));
		memset(g,0,sizeof(g));
		for (int i=1;i<=m;i++)
		{
			x=1,y=x+i;
			while(y<=m)
			{ 
				p=min(query1(x,y),i);
				s=min(query2(x,y),i);
				if (p+s>i)
				{
					f[x-s+1]++;f[x+p-i+1]--;
					g[y-s+i]++;g[y+p]--;
				}
				x+=i,y+=i;
			}
		}
		int F=0,G=0;
		for (int i=1;i<=m;i++)
			F+=f[i],f[i]=F,G+=g[i],g[i]=G;
		LL ans=0;
		for (int i=1;i<m;i++)
			ans+=(LL)g[i]*f[i+1];
		print(ans),puts("");
	}
	return 0;
}
posted @ 2017-04-16 21:35  Xiejiadong  阅读(1327)  评论(2编辑  收藏
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