C. 奇袭

题目类型：传统 评测方式：文本比较

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题目描述

由于各种原因，桐人现在被困在Under World（以下简称UW）中，而UW马上 要迎来最终的压力测试——魔界入侵。

唯一一个神一般存在的Administrator被消灭了，靠原本的整合骑士的力量 是远远不够的。所以爱丽丝动员了UW全体人民，与整合骑士一起抗击魔族。

在UW的驻地可以隐约看见魔族军队的大本营。整合骑士们打算在魔族入侵前 发动一次奇袭，袭击魔族大本营！

为了降低风险，爱丽丝找到了你，一名优秀斥候，希望你能在奇袭前对魔族 大本营进行侦查，并计算出袭击的难度。

经过侦查，你绘制出了魔族大本营的地图，然后发现，魔族大本营是一个N ×N的网格图，一共有N支军队驻扎在一些网格中（不会有两只军队驻扎在一起）。

在大本营中，每有一个k×k(1≤k≤N)的子网格图包含恰好k支军队，我们袭 击的难度就会增加1点。

现在请你根据绘制出的地图，告诉爱丽丝这次的袭击行动难度有多大。

输入格式

第一行，一个正整数N，表示网格图的大小以及军队数量。

接下来N行，每行两个整数,Xi,Yi，表示第i支军队的坐标。

保证每一行和每一列都恰有一只军队,即每一个Xi和每一个Yi都是不一样 的。

输出格式

一行，一个整数表示袭击的难度。

样例

样例输入

5
1 1
3 2
2 4
5 5
4 3

样例输出

10

数据范围与提示

样例解释

显然，分别以(2,2)和(4,4)为左上,右下顶点的一个子网格图中有3支军队，这为我们的难度贡献了1点。类似的子网格图在原图中能找出10个。

数据范围

对于30%的数据，N ≤ 100
对于60%的数据，N ≤ 5000
对于100%的数据，N ≤ 50000

27分

　　刚开始想暴力，用bitset记录行，列，都包含哪些军队，再维护干成前缀和，枚举方块长度l，行开头i，列开头j,

　　bitset<51000>h=(hang[i+l-1]^hang[i-1])&(lie[j+l-1]^lie[j-1]),  h内的1的数量即方块内军队数 ，自己手%了几个n=100的点，发现bitset开太大，会跑的很慢很慢，

果断开成5100，TLE 27分，考试后开成51000，聪明如我，TLE 9 复杂度$O(n^3 (log^k)^3)$ k为bitset大小（复杂度lockey不太会算，请见谅）
55or64分

　　题中说每行每列只有一个军队，所以可以把它们按横坐标x递增排成一个序列，这个很好想。然后就是找一段区间，满足区间的y值排序后是一个连续的数列，那么就是一个含有k个军队的长宽为k的方块，ans++;

　　那么怎么判定满足条件呢，有博客说用两个单调队列，维护区间最大最小值，即max-min==r-l，则区间满足条件，他们是枚举区间长度，类似于滑动窗口来做的,期望TLE 64分

　　Lockey在此提出自己的方法：记录序列前缀和sum,枚举开头i，然后枚举j从开头到n扫一遍，扫的过程中一个优先队列维护区间最小，如果当前$(min-1)*(j-i+1)+(j-i+2)*(j-i+1)/2 ==sum[j]-sum[i-1]$  ，则满足条件，ans++,  复杂度$ O(n^2log^n)$ ,期望得分TLE 55分

91分

　　其他人的代码我不知道，但我的55分代码，加上一些剪枝，即可达到91分

　　剪枝前

　　

　　剪枝后

　　

　　然后惊奇的发现维护最小值完全用不着优先队列

　　去掉之后

　　

　　快了1000ms，但接下来无论我怎么卡常都卡不过去了，听说曾经有学长91分TLE卡常卡了一天没卡过去，还好我只卡了一下午+一晚上

 1 #include<iostream>
 2 #include<cstdio>
 3 #include<queue>
 4 #include<algorithm>
 5 using namespace std;
 6 #define maxn 50001
 7 inline int read(){
 8     register int ret;
 9     register char r;
10     while(r=getchar(),r<'0'||r>'9');ret=(r^48);
11     while(r=getchar(),r>='0'&&r<='9')ret=(ret<<1)+(ret<<3)+(r^48);
12     return ret;
13 }
14 int n,lo[maxn],a[maxn];
15 long long sum[maxn],ans;
16 inline int judge(int j,int i,int minn){
17     return sum[j]-sum[i-1]==(long long)(minn-1)*(j-i+1)+(((long long)(j-i+2)*(j-i+1))>>1);
18 }
19 int min(int a,int b){
20     return a&((a-b)>>31)|b&(~(a-b)>>31);
21 }
22 int main(){
23     n=read();
24     int x,y;
25     for(register int i=1;i<=n;i++){
26         x=read(),y=read();
27         lo[y]=x;
28         a[x]=y;
29     }
30     for(register int i=1;i<=n;i++){
31         sum[i]=sum[i-1]+a[i];
32     }
33     for(register int i=1;i<=n;i++){
34         int minn(51001);
35         for(register int j=i;j<=n;j++){
36             if(lo[a[j]-1]<i&&lo[a[j]+1]<i){
37                 if(j==i) ans++;
38                 break;
39             }
40             if(a[j]-minn>j-i+1) continue; 
41             minn=min(a[j],minn);
42             if(judge(j,i,minn)) ans++;
43         }
44     }
45     printf("%lld\n",ans);
46 }

91分1000多ms代码

100分

　　boss来了～

　　joker学长证明$n^2$算法是绝对卡不过去的

　　

　　正解 ：分治+桶排

　　把序列不断二分，处理左右区间，然后加上跨mid即跨左右区间的子区间的符合条件的方案

　　mxl[i] 表示i~mid 的最大值，mil[i]表示 i～mid的最小值

　　mxr[i] 表示mid+1~i的最大值，mir[i]表示mid+1～i的最小值

　　找这段满足条件的区间的情况，这个区间肯定有最大值最小值

　　1. 最大值最小值都在mid左边，即在左区间

　　2. 都在右区间

　　3. 最小值在左，最大值在右

　　4. 大在左，小在右

　　对于前两种情况，其实很简单，先说都在左区间： 枚举l~mid为跨mid的区间的左端点，mxl[i],mil[i]表示i～mid即当前左区间的最大最小，那么显然在大情况整个区间最大最小值都在左区间下，mxl[i]即为左右区间（整个区间）最大值，mil[i]为最小值。

　　回想区间成立的条件 max-min==r-l， mxl[i]-mil[i]+1即为区间长度，i为左端点，如果区间满足条件,那右端点j=i+mxl[i]-mil[i] ,且j的情况不违背大条件（即mxr[j]<mxl[i]&&mir[j]>mil[i]）,而且j<=区间右边界r。

　　则反过来，如果j<=区间右边界r且mxr[j]<mxl[i]&&mir[j]>mil[i]（保证mxl[i]最大mil[i]最小）,那么区间满足条件，ans++,都在右区间同理，枚举右端点即可

　　对于后两种情况就有些麻烦了

　　继续回想条件 max-min==r-l ，移项 min-l=max-r

　　仍然以其中一种情况为例，3.小在左大在右

　　那么可以统计右边max-r的值，放进桶里面（也就是一个数组，大概实现就是统计某个值出现了几次），统计这个差值出现了几次

　　然后枚举左边min-l ，查询这个差值在桶里出现了几次，看右边有几个与他相等的，有几个ans就加几

　　4.同理 满足条件 max-min==r-l, 只不过因为max在左，min在右，移项成 max+l=min+r,同上操作

　　以上讲的是我的理解，至于一些具体操作，建议看看这几篇博客

　　cow mikufun的博客

　　joker学长的博客

　　上代码

 1 #include<iostream>
 2 #include<cstdio>
 3 using namespace std;
 4 int n,a[50001],t[250001],maxl[50001],minl[50001],maxr[50001],minr[50001];
 5 long long ans;
 6 void dfs(int l,int r){
 7     if(l==r) {ans++;return;}
 8     int mid=(l+r)>>1;
 9     dfs(l,mid),dfs(mid+1,r);
10     maxl[mid]=minl[mid]=a[mid];
11     maxr[mid+1]=minr[mid+1]=a[mid+1];
12     for(int i=mid-1;i>=l;i--) maxl[i]=max(maxl[i+1],a[i]),minl[i]=min(minl[i+1],a[i]);
13     for(int i=mid+2;i<=r;i++) maxr[i]=max(maxr[i-1],a[i]),minr[i]=min(minr[i-1],a[i]);
14     //小大同左
15     for(int i=l;i<=mid;i++){
16         int j=i+maxl[i]-minl[i];
17         if(j>mid&&j<=r&&maxr[j]<maxl[i]&&minr[j]>minl[i]) ans++;
18     }
19     //小大同右
20     for(int i=mid+1;i<=r;i++){
21         int j=i-maxr[i]+minr[i];
22         if(j<=mid&&j>=l&&maxl[j]<maxr[i]&&minl[j]>minr[i]) ans++;
23     }
24     //小左大右
25     //maxr[j]-minl[i]=j-i
26     //移项 maxr[j]-j=minl[i]-i 小右大左同
27     int z=mid+1,z1=mid+1;
28     for(int i=mid;i>=l;i--){
29         while(z<=r&&maxr[z]<maxl[i]) t[maxr[z]-z+n]--,z++;
30         while(z1<=r&&minr[z1]>minl[i]) t[maxr[z1]-z1+n]++,z1++;
31         if(t[minl[i]-i+n]>0) ans+=t[minl[i]-i+n];
32     }
33     for(int i=mid+1;i<=r;i++) t[maxr[i]-i+n]=0;
34     //小右大左
35     z=z1=mid+1;
36     for(int i=mid;i>=l;i--){
37         while(z<=r&&minr[z]>minl[i]) t[minr[z]+z+n]--,z++;
38         while(z1<=r&&maxr[z1]<maxl[i]) t[minr[z1]+z1+n]++,z1++;
39         if(t[maxl[i]+i+n]>0) ans+=t[maxl[i]+i+n];
40     }
41     for(int i=mid+1;i<=r;i++) t[minr[i]+i+n]=0;
42     //cout<<"l="<<l<<" r="<<r<<" ans="<<ans<<endl;
43 }
44 int main(){
45     scanf("%d",&n);
46     int x,y;
47     for(int i=1;i<=n;i++) scanf("%d%d",&x,&y),a[x]=y;
48     dfs(1,n);
49     printf("%lld",ans);
50 }

 

　　

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