[BZOJ2724][Violet 6]蒲公英 试题描述 输入 修正一下 l = (l_0 + x - 1) mod n + 1, r = (r_0 + x - 1) mod n + 1 输出 输入示例 输出示例 数据规模及约定 修正下: n <= 40000, m <= 50000 题解 分块,先预处理出 f[i][j] 表示第 i 块到第 j 块的众数,枚举起点 i 然后扫一遍就好了. 其次是询问,对于一个询问 [ql, qr],其中 ql 属于块 l,qr 属于块 r,众数要么是 f[l…

http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=2724 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 个空格分隔的整数ai,表示蒲公英的种类 再接下来m行每行两个整数l0,r0,我们令上次询问的结果为x(如果这是第一次询问,则x=0). 令l=(l0+x-1)mod n +1,r=(r0+x-1)mod n +1,如果l>r,则交换l,r. 最终的询问区间为[l,r]. 输出格式 输出m行.每行一个整数,表示每次询…

原文链接https://www.cnblogs.com/zhouzhendong/p/BZOJ2724.html 题目传送门 - BZOJ2724 题意 求区间最小众数,强制在线. $n$ 个数,$m$ 次询问. $n\leq 40000,m\leq 50000$ 题解 看完题目:呀这不是莫队裸题吗?? 再看一遍:我去怎么是强制在线! 然后经过一波思(forever)考(piano),终于会做了. 首先请你自行证明一个结论: 在询问区间内任取一段子区间,询问区间内的最小众数一定是子区间的最小众数…

我好弱啊..这题调了2天QwQ 题目大意:给定一个长度为n(n<=40000)的序列,m(m<=50000)次询问l~r之间出现次数最多的数.(区间众数) 这题如果用主席树就可以不用处理一堆前缀和..蓝鹅我不会~T_T~ 把序列n分成sqrt(n)块,先把所有数离散化,预处理出poi[i][j]表示第i块到第j块的众数(即出现次数最多的数). 询问有两种情况: 第一种情况是l~r在某个块中,那么直接扫一遍求出众数,效率O(sqrt(n)). 第二种情况是l~r在多个块中,l在x块,r在y块,那…

这个,要处理各个数的话得先离散,我用的桶. 我们先把每个块里的和每个块区间的众数找出来,那么在查询的时候,可能成为[l,r]区间的众数的数只有中间区间的众数和两边的数. 证明:若不是这里的数连区间的众数都达不到. 我已开始把某个离散后的值当成了坐标,调了好久....... #include<cstdio> #include<cmath> #include<vector> #include<cstring> #include<algorithm>…

分块,离散化,预处理出: ①前i块中x出现的次数(差分): ②第i块到第j块中的众数是谁,出现了多少次. 询问的时候,对于整块的部分直接获得答案:对于零散的部分,暴力统计每个数出现的次数,加上差分的结果,尝试更新ans. #include<cstdio> #include<cmath> #include<algorithm> #include<cstring> using namespace std; ],l[],r[],plv[][],mode[][],m…

传送门 md调了一个晚上最后发现竟然是空间开小了……明明算出来够的…… 讲真其实我以前不太瞧得起分块,觉得这种基于暴力的数据结构一点美感都没有.然而今天做了这道分块的题才发现分块的暴力之美(如果我空间没有开小就更美了) 我们先将整个数组分块,设块的大小为$T$ 我们先预处理出所有以块边界为端点的区间的答案,即$ans[L][R]$代表着第$L$块到第$R$块的序列所代表的答案.这个可以$O(n*n/T)$预处理 然后我们先将所有的数给离散化,然后对每一个值都开一个vector,记录这个值在数组中…

[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…

2724: [Violet 6]蒲公英 Time Limit: 40 Sec  Memory Limit: 512 MBSubmit: 1633  Solved: 563[Submit][Status][Discuss] 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 Outp…

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) --------------------------------------------------------…

BZOJ_2724_[Violet 6]蒲公英_分块 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 n <= 40000, m <= 50000 对于众数,有一个性质.集合A和集合B的众数,要么是集合A的众数,要么是集合B中出现过的数.…

2724: [Violet 6]蒲公英 Time Limit: 40 Sec  Memory Limit: 512 MBSubmit: 1908  Solved: 678 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 <= 4…

2724: [Violet 6]蒲公英 Time Limit: 40 Sec  Memory Limit: 512 MBSubmit: 2900  Solved: 1031[Submit][Status][Discuss] 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 Out…

「Violet」蒲公英 传送门 区间众数,强制在线. 分块经典题. 像这题一样预处理,然后就直接爆搞,复杂度 \(O(n \sqrt n)\) 参考代码: #include <algorithm> #include <cstdio> #include <cmath> #define rg register #define file(x) freopen(x".in", "r", stdin), freopen(x".ou…

区间众数.分块,预处理任意两块间所有数的众数,和每块中所有数的出现次数的前缀和.查询时对不是整块的部分暴力,显然只有这里出现的数可能更新答案.于是可以优美地做到O(n√n). #include<iostream> #include<cstdio> #include<cmath> #include<cstdlib> #include<cstring> #include<algorithm> using namespace std; in…

题目描述 经典区间众数题目 然而是权限题,所以题目链接放Luogu的 题解 因为太菜所以只会$O(n*\sqrt{n}+n*\sqrt{n}*log(n))$的做法 就是那种要用二分的,并不会clj那种不带log的做法 首先数的值域为1e9肯定要离散化一下 因为数最多有40000个所以开40000个vector,存一下每个数出现的位置 预处理出每个以块的端点为左右端点的区间的众数,这种区间一共有O(block^2)个,所以可以用O(n*block)的时间复杂度来预处理 可以发现的一点是,每个区间…

题目描述 输入 修正一下 l = (l_0 + x - 1) mod n + 1, r = (r_0 + x - 1) mod n + 1 输出 样例输入 6 3 1 2 3 2 1 2 1 5 3 6 1 5 样例输出 1 2 1 题解 分块+STL-vector 一个显而易见的结论:区间众数一定是一段连续的块的众数或块外的数,证明略(逃 先把数据离散化,然后分块预处理出f[i][j],表示从块i到块j的众数位置.具体实现的话直接开个桶存一下就好了. 然后考虑询问,整块的直接拿出来求一下出现次…

*题目描述: *输入: 修正一下 l = (l_0 + x - 1) mod n + 1, r = (r_0 + x - 1) mod n + 1 *输出: *样例输入: 6 3 1 2 3 2 1 2 1 5 3 6 1 5 *样例输出: 1 2 1 *提示: 修正下: n <= 40000, m <= 50000 *题解: 强制在线求区间众数.我们考虑将序列分块,对于每一个块,我们先维护0-当前块的每个数字的出现次数(这样的话我们就可以以O(1)的时间得到两个块之间某个数字的出现个数,类似…

浅谈分块:https://www.cnblogs.com/AKMer/p/10369816.html 题目传送门:https://lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=2724 对于每次询问的答案,要么是中间整块的众数,要么是在两侧不完整的块出现过的数. 根据这个性质,我们可以\(O(n\sqrt{n})\)求出每个块的众数和\(sum[i][j]\),表示从第一块到第\(i\)块内\(j\)出现了多少次. 然后再用区间\(dp\)在\(O(n\sqrt{n}…

题目链接 题目大意:给定一段长度为$n$的序列和$m$次询问,每次询问区间$[l,r]$内的最小的众数.$n\leq 40000,a_i\leq 10^9$ ----------------------------- 因为$a_i\leq 10^9$,显然不能开那么大的数组.所以要离散化.对于离散化后的数组,我们维护两个值$sum[i][j]$和$p[i][j]$.$sum[i][j]$表示前$i$个块中$j$出现的次数,这个$O(n \sqrt n)$暴力枚举就好.$p[i][j]$表示块$i…

蒲公英 Description 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棵蒲公英的种类的编号. 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. Input Data 第一行两整数\(n,m\),表示有\(n\)棵蒲公英,mm次询问. 接下来一行\(n\)个空格分隔的整数\(a_i\),表…

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 Solution 考虑分块,存两个东西,一个是两个块之间包含的区间的答案,另一个块的每个蒲公英的出现次数的前缀和 之前还要离散化 询问的…

题目链接:BZOJ - 2724 题目分析 这道题和 BZOJ-2821 作诗 那道题几乎是一样的,就是直接分块,每块大小 sqrt(n) ,然后将数字按照数值为第一关键字,位置为第二关键字排序,方便之后二分查找某个值在某个区间内出现的次数. 预处理出 f[i][j] 即从第 i 块到第 j 块的答案. 对于每个询问,中间的整块直接用预处理出的,两端的 sqrtn 级别的数暴力做,用二分查找它们出现的次数. 每次询问的复杂度是 sqrtn * logn . 注意:写代码的时候又出现了给 sort…

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…

题目链接 区间众数 强制在线 考虑什么样的数会成为众数 如果一个区间S1的众数为x,那么S1与新区间S2的并的众数只会是x或S2中的数 所以我们可以分块先预处理f[i][j]表示第i到第j块的众数 对于零散部分,我们还需要知道它们在区间中的出现次数.这部分至多有2sqrt(n)个 由于没有修改,离散化后对于每个数x开一个vector,把x出现位置push_back进去,查x时二分即可. 像普通分块一样更新即可.之前写了一堆特判 醉了 这个块大小怎么算..没算出来. //2520kb 19652m…

题意 在线区间众数 思路 预处理出 f[i][j] 即从第 i 块到第 j 块的答案.对于每个询问,中间的整块直接用预处理出的,两端的 sqrtn 级别的数暴力做,用二分查找它们出现的次数.每次询问的复杂度是 sqrtn * logn . #include<iostream> #include<cstring> #include<cmath> #include<cstdio> #include<algorithm> #include<vec…

题目链接 洛谷. Solution 思路同[BZOJ2724] [Violet 6]蒲公英,只不过由于lxl过于毒瘤,我们有一些更巧妙的操作. 首先还是预处理\(f[l][r]\)表示\(l\sim r\)块的众数数量,注意这里不要求具体是什么,我们就有一些奇技淫巧了. 当然第一步还是离散化,对于权值为\(v\)的点,我们开一个\(vector\)来从小到大存这个权值在哪里出现过,在记个\(pos[i]\)表示\(i\)在$vector $内的下标是什么. 那么预处理\(f[l][r]\)的时候…

cbh大爷说:写博客不能弃坑. orz cbh 那我就来更新博客了. violet这个系列的题好神啊……出题人好劲啊…… ……怎么最近都在理性愉悦啊…… 另外bzoj400题纪念~ 2708: [Violet 1]木偶 首先先对所有木偶按照特征值排序 考虑一种木偶与绳索配对的方法: 木偶\(1\)与绳索\(k+1\)配对,木偶\(2\)与绳索\(k+2\)配对……木偶\(n-k\)与绳索\(n\)配对. 当木偶\(n-k+1\)无法与绳索\(k\)配对时,这样的配对方法能扔掉\(k\)个木偶.…

赛前任务 tags:任务清单 前言 现在xzy太弱了,而且他最近越来越弱了,天天被爆踩,天天被爆踩 题单不会在作业部落发布,所以可(yi)能(ding)会不及时更新 省选前的练习莫名其妙地成为了Noip前的杂题训练,我也很无奈啊 做完了的扔最后,欢迎好题推荐 这么多题肯定是完不成了,能多做一道是一道吧 DP yyb真是强得不要不要的辣:http://www.cnblogs.com/cjyyb/category/1036536.html [ ] [SDOI2010]地精部落 https://www…

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