【题目背景】

  小奇总是在数学课上思考奇怪的问题。

【问题描述】

  给定一个长度为 n 的数列,以及 m 次询问,每次给出三个数 l,r 和 P, 询问 (a[l'] + a[l'+1] + ... + a[r']) mod P 的最小值。 其中 l <= l' <= r' <= r。

  即模意义下的区间子串和最小值。

【输入格式】

  第一行包含两个正整数 n 和 m,表示数列的长度和询问的个数。

  第二行为 n 个整数,为 a[1]..a[n]。

  接下来 m 行,每行三个数 l,r 和 P,代表一次询问。

【输出格式】

  对于每次询问,输出一行一个整数表示要求的结果

【样例输入】

  4 2

  8 15 9 9

  1 3 10

  1 4 17

【样例输出】

  2

  1

【数据范围】

  对于 20%的数据 n<=100,m<=100,p<=200

  对于 40%的数据 n<=200,m<=1000,p<=500

  对于 70%的数据 n<=100000,m<=10000,p<=200

  对于 100%的数据 n<=500000,m<=10000,p<=500,1<=a[i]<=10^9

【解析】

  这道题第一眼看过去好像没什么思路。从部分分入手吧。

  20分:直接暴力枚举每一个区间里的点,然后求最小值即可。

  40分:可以使用前缀和优化,然后就可以很快地求一个区间里的和。

  70分:假如数据是绝对随机,那么如果一个区间的长度大于p,该区间中一定可以组合出所有区间和%p的余数。其中一定会有余数为0的情况,输出0即可。经过实测,这种方法可以拿90分。

  100分:将前缀和改为区间前缀和,那么设i为当前枚举到的点,那么区间[ l , i ]的余数sum[i]=(sum[i-1]+a[i])%p。记vis[i]表示余数为i的情况在前面是否出现过。对于每一个sum[i],我们都枚举比他小的余数(从sum[i]到0,用j表示),如果vis[j]=1,表示有这种情况。假设余数为j的位置为p,那么由模运算的性质可得:区间[ p , i ]的余数为sum[i]-j。(为什么大于sum[i]的不需要?因为这不可能是更优的解)然后,用sum[i]-j去更新答案。由于余数是从大到小枚举的,且j越大sum[i]-j越小,即该区间余数越小,如果当前能够被更新,后面的就不会再对答案造成影响了,直接break即可。最后把vis[sum[i]]设为1。注意,如果当前答案已经为0了,就直接输出(不会再更优了)。另外,不要每次都去清空前缀和数组,只需要把sum[l-1]设为0即可。

  P.S. 这道题的正解其实是平衡树,但我并不会这个东西......

【代码】

 #include <bits/stdc++.h>
#define N 500002 using namespace std; int n,m,a[N],l,r,p,i,j,k;
long long sum[N];
bool e[]; long long read()
{
char c=getchar();
long long w=;
while(c<''||c>'') c=getchar();
while(c<=''&&c>='')
{
w=w*+c-'';
c=getchar();
}
return w;
} long long min(long long a,long long b)
{
if(a<b) return a;
return b;
} int main()
{
freopen("seq.in","r",stdin);
freopen("seq.out","w",stdout);
n=read(),m=read(); for(i=; i<=n; i++) a[i]=read(); while(m--)
{
l=read(),r=read(),p=read(); if(r-l+>p)
{
cout<<""<<endl;
continue;
} for(i=; i<=p; i++) e[i]=; e[]=,sum[l-]=; long long ans=<<; for(i=l; i<=r; i++)
{
sum[i]=(sum[i-]+a[i])%p; for(j=sum[i]; j>=; j--)
{
if(e[j])
{
ans=min(ans,sum[i]-j); break;
}
} if(ans==) break; e[sum[i]]=;
} printf("%lld\n",ans);
} return ;
}

P.S. 转载自LSlzf

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