自动搬运

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	cyffff Not yet for the story on the last page, it's not the end.

搬运于2025-08-24 22:33:16，当前版本为作者最后更新于2021-02-22 16:55:52，作者可能在搬运后再次修改，您可在原文处查看最新版

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以下是正文

$\text{Link}$

算法 1

针对 $\text{Subtask 1}$。

显然对于询问 $1$，答案为 $r-l+1$，对于询问 $2$，答案为 $1$。

时间复杂度 $O(n+m)$。期望得分 $5\text{pts}$。

算法 2

暴力求区间最长不降/上升子序列，时间复杂度 $O(mn^2)$。期望得分 $10\text{pts}$，结合算法 $1$ 可得 $15\text{pts}$。

算法 3

设 $pre_{x,i}=\sum_{j=1}^i[a_i=x]$，（$0\le x\le1$，$1\le i\le n$）。

第一问：

其实本质是求 $\max_{i=l}^r pre_{0,i}-pre_{0,l-1}+pre_{1,r}-pre_{1,i}$。

怎么理解这个柿子呢？显然 $pre$ 是前缀和的形式，所以 $pre_{0,i}-pre_{0,l-1}$ 即 $\sum_{j=l}^i[a_i=0]$，$pre_{1,r}-pre_{1,i}$ 即 $\sum_{j=i+1}^r[a_i=1]$。我们可以理解 $i$ 为分界线，分界线前选 $0$，分界线后选 $1$，枚举所有 $l\le i\le r$，显然可以取到最大值，时间复杂度 $O(mn)$。

还需要特判只选 $1$ 的情况，当然你也可以看为求 $\displaystyle\max_{i=l-1}^rpre_{0,i}-pre_{0,l-1}+pre_{1,r}-pre_{1,i}$。

第二问：

显然有答案为 $1$ 或 $2$，答案为 $2$ 时只有在有 $0$ 在最后一个 $1$ 前面，否则为 $1$。

于是我们考虑维护 $bef_i$ 为 $a_i=1$ 时 $i$ 前最后一个 $0$ 所在的位置，否则为 $0$。

答案显然为 $1+[(\max_{i=l}^r bef_i)\ge l]$，暴力枚举，时间复杂度 $O(mn)$。

总时间复杂度 $O(mn)$。期望得分 $25\text{pts}$。

算法 4

上面那个东西可以套路ST表处理，时间复杂度 $O(n\log n+m)$，期望得分 $100\text{pts}$。

当然开 $2$ 个ST表常数较大。

用 +1-1RMQ 可以做到严格 $O(n+m)$，常数较大，不做为本题最优做法。

这里还有一个后来发现的一个减小常数方法：

发现第二问只有 $1$ 和 $2$ 两种答案，要有 $2$ 则区间中必须出现连续的 $0-1$，于是我们维护 $0-1$ 出现次数的前缀和，如果左端点前缀和等于右端点前缀和，则答案为 $1$，否则为 $2$。可以大大减小常数，如果实现优秀，则可以所有点进 1s。

#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
namespace IO{//by cyffff
	
}
const int N=1e6+10;
int n,m,st[20][N],lg[N],a[N],pre[N],pp[N];
inline int query(int l,int r){
	int q=lg[r-l+1];
	return max(st[q][l],st[q][r-(1<<q)+1]);
}
int main(){
    n=read(),m=read();
    for(int i=1;i<=n;i++){
    	a[i]=read();
	}
	a[0]=2;
	int sum=0,o=0,z=0;
	for(int i=1;i<=n;i++){
		if(a[i]) sum--,o++;
		else sum++,z++;
		st[0][i]=z-o;
		pp[i]=o;
		pre[i]=pre[i-1]+(a[i]==1&&a[i-1]==0);
	}
	for(int i=2;i<=n;i++)
	    lg[i]=lg[i>>1]+1;
	for(int i=1;i<=19;i++)
		for(int j=1;j+(1<<i)-1<=n;j++)
			st[i][j]=max(st[i-1][j],st[i-1][j+(1<<i-1)]);
	for(int i=1;i<=m;i++){
		int opt=read(),l=read(),r=read();
		if(opt==1)
			write(max(pp[r]-pp[l-1],query(l,r)-(l-1-pp[l-1])+pp[r]));
		else
			write(1+!(pre[l]==pre[r]));
		putc('\n');
	}
	flush();
    return 0;
}

再见 qwq~

upd：好像赛时还被线段树过了，考虑加入主题库后缩小时限。