【HDU5381_多校第八场B】【莫队算法】区间GCD之和_分段预处理
来源:互联网 发布:5金球c罗历史地位知乎 编辑:程序博客网 时间:2024/06/05 02:18
#include<stdio.h>#include<iostream>#include<string.h>#include<ctype.h>#include<math.h>#include<map>#include<set>#include<vector>#include<queue>#include<functional>#include<string>#include<algorithm>#include<time.h>#include<bitset>void fre(){freopen("c://test//input.in","r",stdin);freopen("c://test//output.out","w",stdout);}#define MS(x,y) memset(x,y,sizeof(x))#define MC(x,y) memcpy(x,y,sizeof(x))#define MP(x,y) make_pair(x,y)#define ls o<<1#define rs o<<1|1typedef long long LL;typedef unsigned int UI;typedef int Int;template <class T> inline void gmax(T &a,T b){if(b>a)a=b;}template <class T> inline void gmin(T &a,T b){if(b<a)a=b;}using namespace std;const int N=1e4+10,M=0,L=0,Z=1e9+7,maxint=2147483647,ms31=522133279,ms63=1061109567,ms127=2139062143;int casenum,casei;int n,m;struct A{ int l,r,id,o; bool operator < (const A& b)const { if(id!=b.id)return id<b.id; return r<b.r; }}a[N];vector<pair<int,int> >lft[N],rgt[N];int v[N];LL ans[N];int gcd(int x,int y){ return y==0?x:gcd(y,x%y);}void STinit(){ //lft[i]表示以i为左端点,向右扩展出的gcd差异区间段 lft[n].clear();lft[n].push_back(MP(n,v[n])); for(int i=n-1;i>=1;i--) { lft[i].clear(); int g=v[i]; int l=i; for(auto& it:lft[i+1]) { int tmp=gcd(g,it.second); if(tmp!=g)lft[i].push_back(MP(l,g)); g=tmp; l=it.first; } lft[i].push_back(MP(l,g)); } //rgt[i]表示以i为右端点,向左扩展出的gcd差异区间段 rgt[1].clear();rgt[1].push_back(MP(1,v[1])); for(int i=2;i<=n;i++) { rgt[i].clear(); int g=v[i]; int r=i; for(auto& it:rgt[i-1]) { int tmp=gcd(g,it.second); if(tmp!=g)rgt[i].push_back(MP(r,g)); g=tmp; r=it.first; } rgt[i].push_back(MP(r,g)); }}LL LFT(int l,int r)//左界扩充,计算左界为l,右界为[l,r]的gcd之和{ LL L=l-1; LL tmp=0; for(auto& it:lft[l]) { LL d=min(it.first,r); tmp+=(d-L)*it.second; if(d==r)return tmp; L=d; }}LL RGT(int l,int r)//右界扩充,计算右界为r,左界为[l,r]的gcd之和{ int R=r+1; LL tmp=0; for(auto& it:rgt[r]) { LL d=max(it.first,l); tmp+=(R-d)*it.second; if(d==l)return tmp; R=d; }}int main(){ scanf("%d",&casenum); for(casei=1;casei<=casenum;casei++) { scanf("%d",&n); int len=sqrt(n); for(int i=1;i<=n;i++)scanf("%d",&v[i]); STinit(); scanf("%d",&m); for(int i=1;i<=m;i++) { scanf("%d%d",&a[i].l,&a[i].r); a[i].id=a[i].l/len; a[i].o=i; } sort(a+1,a+m+1); int l=a[1].l; int r=a[1].l-1; LL ANS=0; for(int i=1;i<=m;i++) { while(l>a[i].l)ANS+=LFT(--l,r);//左界左移 while(r<a[i].r)ANS+=RGT(l,++r);//右界右移 while(l<a[i].l)ANS-=LFT(l++,r);//左界右移 while(r>a[i].r)ANS-=RGT(l,r--);//右界左移 ans[a[i].o]=ANS; } for(int i=1;i<=m;i++)printf("%lld\n",ans[i]); } return 0;}/*【题意】给你一个长度为n(1e4)的数列a[],并且有m(1e4)个询问,每个询问问你,f(l,r)是多少。其中,f(l,r)定义为[l,r]范围内所有子区间的区间gcd之和。【类型】莫队算法【分析】这道题的询问虽然多,但是却可以离线处理。区间gcd有什么性质呢?1,下降得很快。2,满足叠加原理。我们发现对于一个l,使得区间gcd不同的ri最多只有log(v[l])/log(2)级别。于是,我们可以先预处理出,以i为左界或右界的gcd区间段,然后就可以对于左右区间的端点,动态±1来更新所有子区间的gcd之和如何预处理呢?第一种方法是类似于ST-RMQ的倍增预处理+二分,时间复杂度是logn(gcd个数)*logn(二分)*logn(求gcd)第二种方法是一种在算法中很常用的递推性算法:比如我们现在已经知道了,以i-1为右界的gcd区间段,现在我们要求出以i为右界的gcd区间段。初始有gcd[i,i]=v[i],因为gcd满足叠加性原则,所以我们要做的是把i-1的所有gcd区间段叠加上去。如果gcd不变,继续循环下去;如果gcd改变,push之前的gcd段。这样时间复杂度降为logn(gcd个数)*logn(求gcd)然后套一个莫队就可以AC啦【时间复杂度&&优化】O(nlognlogn)http://www.cnblogs.com/CSU3901130321/p/4733701.html这里还有线段树解法,以后有空可以学习下。【trick】【数据】Sample Input251 2 3 4 531 32 31 444 2 6 931 32 42 3Sample Output9616182310*/
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