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CF633H Fibonacci-ish II 莫队 线段树 矩阵
CF633H Fibonacci-ish II 题意很简明 同时给人以不可做感。 直接暴力大概是\(n^2log\)的 优化一下提前排好序 从小到大枚举数字再枚举询问可以完成\(n^2\) 经过精细的优化竟然可以过了这个题，可能是出题人没有刻意卡或者根本没想到(赛后hack肯定是有的。 直接得到一个区间谁也做不dfs序 括号序 欧拉序 树上莫队 虚树建立 傻傻分不清
括号序 进加一次，出加一次，显然最后得到的序列只有 \(2n\) 个点。 void dfs(int x) { in[x]=++tot; for(y) dfs(y); out[x]=++tot; } 显然我们希求将树上路径表示为区间，然后用莫队抑或是其它数据结构维护。 对于 \(y\in T_x\) 的情况就是上图，我们发现只要取 \([in_x,in_y]\)雑用 4
莫队的重学。 普通莫队的排序有很多讲究，以后只写回滚莫队好了，至少复杂度是稳定的。这是莫队的排序关键字：\((\textit{bel}_{ \text{left endpoint }}, \text{ right endpoint})\)。 回滚莫队和莫队还是有点区别的，具体而言就是对序列分块，块内询问暴力，跨块询问就根据左端点所在的块分回滚数组
应用: 解决方便加但是不方便减的情况,反之亦然 思路: 更具莫队的老排序,来排 然后对于 l.pos==r.pos 直接暴力做就行了 对于 这个区间的l.pos!=上面那个区间的, 就要把L,R重新弄一个空区间 L=R[LSTPOS]+1,R=R[pos]; 特别注意 r 是<R[pos], 你的del和add要特别注意处一些优秀的笔记
子序列自动机 莫队集合 | 分块与莫队 位掩码 | 位掩码*2【Coel.学习笔记】莫队（下）- 树上莫队和二次离线莫队
树上莫队和二次离线莫队都比较难，所以只讲几个模板（明明是你太懒了）。 树上莫队 我们之前处理的问题都是在数列上的，如果换成树，怎么办呢？下面这题给出了一个常用的方法。 SP10707 COT2 - Count on a tree II 洛谷传送门 给定一棵点带权的树，静态询问每两个节点之间（包括端点）路径上的不同莫队----十分适合处理离线的区间问题
所谓离线的意思是指:先读取全部的输入，经过算法的一系列操作，最后在按照读入的顺序输出答案 相对的，在线的意思是：读取一行输入，输出一行对应的答案 《分块》 由于莫队的核心思想是分块，所以先说一下分块这个思想：莫队算法学习记录
什么是莫队： 莫队是一种用于处理询问区间值的暴力离线算法，思路是通过移动两个指针到对应的区间来计算结果，精华是合理分块并依次处理。 什么时候用莫队： 离线，暴力，1e5 原版莫队： 建立区间（x1/2）: ll size=sqrt(n),bnum=ceil((double)n/size); for(ll i = 1莫队入门（咕咕咕）
前言 感谢 yzh、wjy、lsc、qyb 等一众大奆的大力支持 本人DS就是个傻逼，博客几乎没有任何技术含量，各位想提升自己熟练度的dalao请移步以上任意一位的博客。本文试着讲清楚各种莫队的基本思路，有对各种莫队复杂度的口胡证明，同时会不定期放一些例题。 莫队，是一种优雅的暴力，有着优秀的莫队算法
普通莫队 对于询问奇偶分块 bool cmp(nd x,nd y) { int lb = x.x / bl,rb = y.x / bl; if (lb ^ rb) return x.x < y.x; // l,r同块以l排序 return lb & 1 ? (x.y > y.y) : (x.y < y.y); //不同则看l在什么块内 } bool cmp(nd x,nd y){return (x.l / bl) ^ (y.l / bl) ? (x.l <分块/莫队总结（未完结）
分块/莫队总结 分块是必须要写一下总结的了。（主要是再不写我就烂的没边了。。） 世界上怎么会有分块这种毒瘤的东西啊。要是我赛场上敢写分块说明可以把我送去医院了。（确信） 据说今年 SNOI 2022 赛场上用分块写 T2 的都挂的非常惨。。。（所以还不如写树状数组呢还有 45pts 学分块干luogu P6774 [NOI2020] 时代的眼泪
题面传送门 我是时代的眼泪/kk 首先我们发现这个东西显然不弱于区间顺序对，也就是说复杂度不可能低于根号，所以盲猜是个大常数根号做法。 首先这个东西看到想到容斥，我们要求的东西大概长这样： 定义\(f(x,y,l,r)\)为\((x,y)\)到\((l,r)\)中的点数，我们对于\(j\)点在\(i\)询问中的答案，学习笔记——分块与莫队
学习笔记——分块与莫队 目录学习笔记——分块与莫队分块数据结构例题莫队算法例题练习题 分块 数据结构 例题 莫队 算法 例题 练习题P7721 [Ynoi2007] rcn
二维带权数颜色。 根据套路，采用莫队套二维分块，没写过去看 P7448。 一维带权数颜色谁都会，记每个颜色的上一个与其颜色相同的位置 \(pre\)，问题转化为查询区间 \([l,r]\) 中 \(pre<l\) 的数的个数。 然后转成二维数点的形式，有 \(n\) 个点 \((i,pre_i)\)，查询 \([l,r][0,l)\) 这个矩阵莫队
\(\quad\)对于莫队的复杂度计算，我们首先块长，然后分别分析左右端点的移动，然后就会得到一个式子，为了使这个式子最小，适当调整分块块长即可。 普通莫队 \(\quad\)对于普通莫队，一般的复杂度是 $O(n\sqrt n) $ 。 \(\quad\)最优的分块方式是对于端点分块，块长为 \(\frac{n}{\sqrt m}\) ，然【分块记录】
分块求最优块长时，往往可以通过令两项相等得到，原因是其中一项复杂度单增，另一项单减，而复杂度取决于较大者，所以令两者相等。 log（块长）通常为了方便计算可以看成log(N)，当块长为\(\sqrt{N}\)时，两者差一个2倍常数。 莫队复杂度精确来讲为\(O(n\sqrt{m})*O(修改)+O(m)*O(查询)\) 莫队中端分块&莫队
莫队 分块 是一种暴力结构 给定一个序列a，q个询问，求区间[L,R]权值和。 显然树状数组，线段树等结构都可做 没有学习它们的时候我们是如何解决这个问题的？ 前缀和 那么再加上更新 如果不借助上述数据结构只能暴力维护 for(int i=l;i<=r;++i)a[i]+=data; for(int i=l;i<=r;++i)ans+=a[i]2022.4.10 模拟 过程记录
拿到题目 感觉 还好（？（？ 这个题目的描述好像第一次ACM的题（bushi 第一题抓奶牛 比较好看 可以直接搜 先试着写了个深搜 虽然感觉不对 但还是硬着头皮写下去（？ 然而仔细想一下 这么搜的话很容易前后两段折腾 一直搜不到答案 然后就是广搜了 同理深搜判三种情况 同时有个 N > K 的特判莫队算法学习笔记
普通莫队 "莫队算法"是用于一类离线区间询问问题的常用算法，以适用性广、代码量短、实际运行速度快、适合骗分等优点著称。 ——莫涛 莫队的基本操作基于暴力实现，其降低复杂度的突破口在于处理“询问”。通过对询问合理的排序，使得之后的询问充分利用先前询【NOI Online 2022】游记
提高组 上午 8 点左右就到了机房，等开始的时候划水…… 开题，先看 T1。CCF 的题目一般都很简洁，这次也不例外，很快明白了题意，但是没有很好的思路，就继续看题。 T2 很快有 \(O(n^3)\) 的想法，用 bitset 优化一下可以做到 \(O(n^2 \omega)\)，大概能拿 30~40 的样子。 再看 T3，就一条式子，数论20220321 刷题日记
P2582 水题，不值一提。 P4823 感觉这种在贪心题结论还是很难得到，直觉看来，需要按照 \(a+b\) 排序，但是考虑到可能前面有的人要当人梯，所以要dp。实际上个人觉得这个证明是非常不严谨的，更严谨的证明可能需要拟阵等数学模型来做。 P5048 线性空间区间众数，对于分块的题目有启发式意义，这个回滚莫队
我们发现有的时候我们莫队不方便维护加或减中的一个，只方便维护另一个，我们就要考虑另外一种更加针对化的莫队。 回滚莫队 先开一个例题 「JOISC 2014 Day1」历史研究 题目大意：一个序列，多个询问。每次询问一段区间 \([l,r]\) ，定义重要度为一个数出现次数与其权值的乘积，求区间中的重数据结构 | 回滚莫队浅记
前置知识 之前写的普通莫队笔记，在这里当个前置知识，其实大约知道莫队大概就是把询问离线下来，分块并排序之后用两个指针 \(l,r\) 来更新信息统计答案即可。 有时在区间转移的时候，有些删除或添加的操作无法实现，那么当只有一种操作不能实现的时候，就可以用莫队来解决这个问题，然而普通莫莫队二次离线
当挪动一次莫队指针的复杂度为 \(O(k)\) 时，普通莫队的复杂度为 \(O(n\sqrt(n)k)\) 设 \(f(x,l,r)\) 为 \(x\) 对 \([l,r]\) 区间的贡献，那么当： \(f(x,l,r)\) 只与 \([l,r]\) 内元素有关 \(f(x,l,r)=f(x,1,r)-f(x,1,l-1)\) 时，可以用莫队二次离线优化到 \(O(nk+n\sqrt(n))\) 以目前【数据结构】【基础莫队】P1494 [国家集训队]小Z的袜子
目录【基础莫队】P1494 [国家集训队]小Z的袜子分析代码 【基础莫队】P1494 [国家集训队]小Z的袜子 题意： 求区间[L,R]中抽到相同颜色的袜子的概率为多少？ 分析 设这段区间内各种不同颜色的袜子的数量依次为a,b,c,d,e,..... 所以答案为\(\sum_{i\in 袜子}\frac{i\times{(i-1)}}{