CF803G Periodic RMQ Problem
简要题意
你需要维护一个序列 \(a\),有 \(q\) 个操作,支持:
1 l r x
将 \([l,r]\) 赋值为 \(x\)。2 l r
询问 \([l,r]\) 的最小值。
为了加大难度,\(a\) 不会直接告诉你,但是会告诉你一个长度为 \(n\) 的序列 \(b\) 和一个整数 \(k\),\(a\) 是将 \(b\) 复制 \(k\) 遍依次拼接而成。
\(1 \leq n,q \leq 10^{5},1 \leq k \leq 10^{4},1 \leq b_i \leq 10^9,1 \leq l_i \leq r_i \leq nk\)
思路
如果直接求出 \(a\),那么时间复杂度和空间复杂度(都是 \(O(nk)\))不能接受。
我发现,如果没有修改,那么只需要用一个 ST 表即可,具体操作如下:
- 如果 \((r-l+1)\geq n\),那么一定包含所有 \(b\) 中的元素,直接返回 \(b[1,n]\) 的最小值。
- 如果 \((l-1)\bmod n+1>(r-1)\bmod n+1\),那么这个区间是跨区块的,如图:
(红色为 \(b\) 块,蓝色为询问 \([l,r]\),黑色为数值)
那么就是相对应的后缀最小值和前缀最小值的最小值。
- 剩下的情况是完全在 \(b\) 块中,ST 表查询。
如果带上修改呢?我们可以打一个标记,如果这个区间有修改,那么直接读取修改后的结果,否则走上述过程。这一步可以使用动态开点线段树完成。
不过我的动态开点线段树总是会 TLE 掉一些点,由于本题数据随机,我们使用 ODT 替换掉动态开点线段树,就可以 AC 了。
时间复杂度均摊 \(O(n\log n+q\log nk)\),可以通过本题。
代码
#include<bits/stdc++.h>
#pragma GCC optimize("Ofast", "inline", "-ffast-math")
#pragma GCC target("avx,sse2,sse3,sse4,mmx")
using namespace std;
const int N=100005;
int n,m,k,f[N][25],lg[N]= {-1},pre[N],suf[N];
int min_=INT_MAX,min_ans=INT_MAX;
int st(int l,int r){
int logg=lg[r-l+1];
return min(f[l][logg],f[r-(1<<logg)+1][logg]);
}
int solve(int l,int r) {
if(r-l+1>=n){// 如果包含整个块,那么最小值一定是 min(b[1],...,b[n])
return min_;
}
l=(l-1)%n+1; // 转成块内坐标
r=(r-1)%n+1;// 转成块内坐标
if(l>r){// 如果不在同一个块,直接返回右半块+左半块
return min(pre[r],suf[l]);
}
return st(l,r); // 如果在同一个块,ST表查询
}
struct node {
int l,r;
mutable int v;
bool covered;
node(int ls,int rs=-1,int vv=0,bool coverevd=0){
l=ls,r=rs,v=vv,covered=coverevd;
}
bool operator<(const node &a)const {
return this->l<a.l;
}
};
set<node>s;
set<node>::iterator split(int p) {// 分裂区间
if(p>n*k)return s.end();
set<node>::iterator it=--s.upper_bound(node(p,0,0,0));
if((*it).l==p)return it;
int l=(*it).l,r=(*it).r,v=(*it).v;
bool covered=(*it).covered;
s.erase(it);
s.insert(node(l,p-1,v,covered));
return s.insert(node(p,r,v,covered)).first;
}
void assign(int l,int r,int v) { // 区间赋值
set<node>::iterator rs=split(r+1),ls=split(l);
s.erase(ls,rs);
s.insert(node(l,r,v,1));
min_ans=min(min_ans,v);
}
int query(int l,int r) {
int ans=INT_MAX;
set<node>::iterator rs=split(r+1),ls=split(l);
for(set<node>::iterator it=ls; it!=rs; ++it) {
bool covered=(*it).covered;
if(covered) { // 如果被覆盖了,就直接用覆盖的值
ans=min(ans,(*it).v);
} else { // 如果没有被覆盖,就去 ST 表中查询
ans=min(ans,solve((*it).l,(*it).r));
}
if(ans==min_ans)break; // 如果已经查到全序列最小值,就直接返回
}
return ans;
}
int main() {
scanf("%d%d",&n,&k);
for(int i=1;i<=n;i++) {
scanf("%d",&f[i][0]);
}
pre[0]=suf[n+1]=INT_MAX;
for(int i=1;i<=n;i++) {
pre[i]=min(pre[i-1],f[i][0]);
lg[i]=lg[i>>1]+1;
min_=min(min_,f[i][0]);
min_ans=min(min_ans,f[i][0]);
}
for(int i=n;i>=1;i--) {
suf[i]=min(suf[i+1],f[i][0]);
}
for(int j=1;j<=20;j++) {
for(int i=1;i<=n+1-(1<<j);i++){
f[i][j]=min(f[i][j-1],f[i+(1<<(j-1))][j-1]);
}
}
s.insert(node(1,n*k,min_,0));
scanf("%d",&m);
for(int i=1;i<=m;i++) {
int op,l,r,x;
scanf("%d%d%d",&op,&l,&r);
if(op==1) {
scanf("%d",&x);
assign(l,r,x);
} else {
printf("%d\n",query(l,r));
}
}
return 0;
}
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