給定乙個長度為
n n
的序列，並提出
q' role="presentation">q
q個詢問，每次詢問要求回答區間 [l
,r] [l,
r]
內所有的權值與其出現次數的積的最大值。
我一看，區間問題，無修改可以離線，上莫隊妥妥的，但是仔細一想，當區間擴充時，可以o(
1)o (1
)的求出新區間答案，但是當區間縮小時，就不能o(
1)o (1
)做到了，莫隊演算法的複雜度不能得到保證。
這時候就可以考慮回滾莫隊，其思想還是對詢問排序，並且對區間的雙指標有優化。
普通的莫隊演算法，初始的l,
r l,r
就是第乙個詢問的位置的[l
,r] [l,
r]
,之後對l,
r l,r
就沒有人為的修改操作，只讓他隨著詢問變化，在能夠o(
1)o (1
)求出新區間答案的時候，這樣的莫隊演算法保證了複雜度在
n1.5
n
1.5。
此時，由於不能直接o(
1)o (1
)求出區間擴張（或收縮）的時候，需要手動調整這兩個指標的位置，以達到回滾的操作。
第一步，對序列分塊，詢問排序。
第二步，指定ql為當前詢問的l所在塊的下一塊的第乙個元素，指定qr為當前詢問l所在塊的最後乙個元素。對於每乙個詢問，我們要判斷
如果當前詢問的r也在l的塊內，那麼直接暴力統計區間答案，複雜度不超過n−−√n
。如果當前詢問的r不在l的塊內，那麼就讓qr向右拓展，並暫存拓展結果，讓ql向左拓展，然後統計區間
答案。這一步和普通的莫隊沒有區別。
第三步，回滾。我們讓ql回滾到當前l所在塊的下一塊第乙個元素，為下一次詢問做準備。恢復暫存的拓展結果。
對於以上步驟，如果詢問l所在塊與上乙個詢問l所在塊不同，就需要重新指定ql和pr。
由於在乙個塊內的詢問，qr是不回退的，這就保證了複雜度！
如果還是不明白，可以看看下面的部落格。
#include
using
namespace
std;
typedef
double db;
typedef
long
long ll;
typedef
unsigned
long
long ull;
const
int nmax = 1e5+7;
const
int inf = 0x3f3f3f3f;
const ll linf = 0x3f3f3f3f3f3f3f3f;
const ull p = 67;
const ull mod = 1610612741;
int n,m;
vector
v;ll t;
ll a[nmax],inocc[nmax],glocc[nmax],ans;
int belong[nmax],idx[nmax],sz,r[nmax];
struct nodeq[nmax];
int getid(ll x)
bool cmp(node a, node b)
inline
void modify(int pos,ll val)
inline
void del(int pos)
int main()
if(belong[q[i].l] == belong[q[i].r])
q[i].ans = temp;
}else
}sort(q+1,q+1+m,cmpid);
for(int i = 1;i<=m;++i) printf("%lld\n",q[i].ans);
return
0;}
bzoj4241 歷史研究
這題也是坑了好久 之前whx帶我刷joi的時候本來應該要做的。可是太懶沒有寫。區間詢問加權眾數。分塊，預處理出塊和塊之間的答案，記錄到第i個塊數字x出現了多少次。然後查詢的時候和普通眾數基本一樣，就是乘了個權值而已。要離散化。時間複雜度o nlogn mn 昨晚寫的常數太爛了。用了struct，陣列...
BZOJ4241 歷史研究
一眼覺得是莫隊，發現刪除不是很好搞，於是上回滾莫隊直接搞過 回滾莫隊用於處理難以刪除但是易於新增 其實易於刪除難以新增也可以，但是沒見過這樣題 的莫隊，排序照常，如果左右端點在同一塊直接暴力，這部分最多n sqrt n，否則把左端點在一塊的一起處理，清空莫隊，然後直接令莫隊左端點在塊尾，這部分n s...
bzoj4241 歷史研究
題目鏈結 看到題目就聯想到了 bzoj2809 apio2012 dispatching。想了想權值分塊 莫隊，發現不好維護塊內最值，又看了看80s的時間，於是怒水一發線段樹 莫隊，結果先wa後tle，不斷tle，無論怎麼改常數都不行，難道nlogn sqrt n 就是過不了嗎！不爽，蒯個題解，再見...