传送门 题目描述 在乡下的小路旁种着许多蒲公英,而我们的问题正是与这些蒲公英有关. 为了简化起见,我们把所有的蒲公英看成一个长度为n的序列\((a_1,a_2..a_n)\),其中 \(a_i\)为一个正整数,表示第i棵蒲公英的种类编号. 而每次询问一个区间 [l,r],你需要回答区间里出现次数最多的是哪种蒲公英,如果有若干种蒲公英出现次数相同,则输出种类编号最小的那个. 注意,你的算法必须是在线的 Solution 分块 但是要维护些什么呢? 假设我们已经对原序列进行了分块,对于一个询问\([…

题面. 许久以前我还不怎么去机房的时候,一位大佬好像一直在做这道题,他称这道题目为"大分块". 其实这道题目的思想不只可以用于处理区间众数,还可以处理很多区间数值相关问题. 让我们在线处理区间众数. 数据范围1e5,考虑分块. 先对蒲公英种类离散化. 预处理 预处理出两个数组. 一个数组sum[ i ][ j ]表示第j种颜色到第i个分块的前缀和. 另一个数组 zhongshu[ i ][ j ]表示第i个分块到第j个分块这个区间内的众数. 维护这两个操作时间复杂度都不能超过n3/2.…

题解:分块+离散化 解题报告: 一个分块典型题呢qwq还是挺妙的毕竟是道黑题 然,然后发现忘记放链接了先放链接QAQ 有两三种解法,都港下qwq 第一个是O(n5/3)的复杂度,谢总说不够优秀没有港,等下看了再写qwq umm看了下大概明白了似乎qwq 虽然不知道我看的是不是这个解法× 就是法二不是有个f[][]表示区间内众数是谁嘛 然后法一中除了开这个以外还开了color[][][]表示区间内每个数的出现次数 这样就不用二分了! 但是这样的话就很容易T?是要吸氧的qwq 代码就懒得放了(主要懒…

这道题算是好好写了.写了三种方法. 有一个好像是$qwq$$N\sqrt(N)$的方法,,但是恳请大佬们帮我看看为什么这么慢$qwq$(后面的第三种) 注:$pos[i]$表示$i$属于第$pos[i]$块. 第一种是统计所有可能的块组成的区间中(第i块到第j块),每个数出现的次数,记做$f[i][j][k]$,和所有可能的块组成的区间的答案,记做$h[i][j]$. 然后每次先把整块的答案作为初始答案,然后对于散块中的每个值$vl$,暴力修改对应的$f[i][j][vl]$,更新答案. 当块长…

神仙分块,把减写成加调了半小时.. 不过这题也启示我们其实有的分块题要把多个块的信息拿到一起维护 以前做的都是每个块的信息单独维护 写的分块题还不太多,同时维护一个块的左右边界好像有点冗余,不过这样代码看起来更简单 洛谷P4168 [Violet]蒲公英 题意 给你长度为\(n\)的数组\(a\),\(m\)次询问,每次询问\([l,r]\)的众数 如果众数有多个,输出最小的一个 强制在线 输入格式 第一行两个整数\(n,m\) ,表示有\(n\)株蒲公英,\(m\) 次询问. 接下来一行n个空…

虽然AC了但是时间惨不忍睹...不科学....怎么会那么慢呢... 无修改的区间众数..分块, 预处理出Mode[i][j]表示第i块到第j块的众数, sum[i][j]表示前i块j出现次数(前缀和,事实上我是写后缀和..因为下标从0开始..), cnt[i][j][k]表示第i块中的前j个数中,k出现次数.预处理O(N1.5), 询问每次O(N0.5), 总O((N+M)N0.5) --------------------------------------------------------…

题目链接:传送门 题目链接:https://www.luogu.org/problemnew/show/P4168 题解: 经典的在线求区间众数的问题,由于区间众数不满足区间可加性,所以考虑分块,假设分块长度为 $S$,则总共分成 $T=N/S$ 块, 对于每个询问 $[l,r]$,设点 $l$ 在第 $p$ 块,点 $r$ 在第 $q$ 块,假设第 $p+1$ 到第 $q-1$ 块这整一个区间为 $[L,R]$, 那么,查询的区间就被分为 $[l,L)$ 和 $[L,R]$ 和 $(R,r]$…

发现写算法专题老是写不动,,,, 所以就先把我在luogu上的题解搬过来吧! 题目大意:查询区间众数,无修改,强制在线 乍一看是一道恐怖的题,仔细一看发现并没有那么难: 大致思路是这样的,首先我们要充分发挥分块暴力大法好的精神 先暴力预处理出每个块内每种蒲公英的个数, 然后求出对每个块而言的前缀和, 于是这样我们就可以区间查询任意两个块之间每种蒲公英的数量了 然后我们预处理出任意两个块之间的众数 最后对于每组询问,我们先找到夹在它们中间的块, 如果这个两个块r-l<=1,那么我们暴力求众数 为什…

[BZOJ2724][Violet 6]蒲公英 Description Input 修正一下 l = (l_0 + x - 1) mod n + 1, r = (r_0 + x - 1) mod n + 1 Output Sample Input 6 3 1 2 3 2 1 2 1 5 3 6 1 5 Sample Output 1 2 1 HINT 修正下: n <= 40000, m <= 50000 题解:分块还是练脑子啊~ 结论:一个区间的众数要么是区间中一个块的众数,要么是块外的任意…

传送门 题面太美不忍不放 分块分块 这种题的一个特点是只有查询,通常需要预处理:加入修改的话需要暴力重构预处理 预处理$f[i][j]$为第i块到第j块的众数,显然$f[i][j]=max{f[i][j-1],j中出现的数}$,复杂度$O(N^2/S)$,常数比较小吧 最近用$pair$上瘾了... 然后查询$[l,r]$时,整块直接查,两边不完整的枚举出现的数,然后加上整块里出现次数来更新 求整块的出现次数,可以用$v[i]$表示数字$i$出现位置,二分来找,复杂度$O(NSlogN)$ 或者…