BZOJ5291/洛谷P4458/LOJ#2512 [Bjoi2018]链上二次求和 线段树
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原文链接http://www.cnblogs.com/zhouzhendong/p/9031130.html
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推荐LOJ和洛谷,题面质量好,而且不卡常数。
BZOJ题面烂,而且要卡那么一点点常数。
题意
有一条长度为$n$的链$\\forall 1≤i<n$,点$i$与点$i+1$之间有一条边的无向图),每个点有一个整数权值,第$i$个点的权值是$a_i$。现在有$m$个操作,每个操作如下:
操作 1(修改):给定链上两个节点$u$、$v$和一个整数$d$,表示将链上$u$到$v$唯一的简单路径上每个点权值都加上$d$。
操作 2(询问):给定两个正整数$L$、$R$,表示求链上所有节点个数大于等于$L$且小于等于$R$的简单路径节点权值和之和。由于答案很大,只用输出对质数$1000000007$取模的结果即可。
一条节点个数为$k$的简单路径节点权值和为这条上所有$k$个节点(包括端点)的权值之和,而本题中要求是对所有满足要求的简单路径,求这一权值和的和。
由于是无向图,路径也是无向的,即点$1$到点$2$的路径与点$2$到点$1$的路径是同一条,不要重复计算。
题解
记$S_x[i]=\\sum_{j=1}^{i} x[j]$,则我们现在来推一下式子。
对于询问,我们要求的是:
$$\\begin{align*}\\sum_{i=L}^{R}\\sum_{j=i}^{n}S_a[j]-S_a[j-i]&=\\sum_{i=L}^{R}(\\sum_{j=i}^{n}S_a[j]-\\sum_{j=0}^{n-i}S_a[j])\\\\&=\\sum_{i=L}^{R}(S_{S_a}[n]-S_{S_a}[i-1]-S_{S_a}[n-i])\\\\&=(R-L+1)S_{S_a}[n]-\\sum_{i=L-1}^{R-1}S_{S_a}[i]-\\sum_{n-R}^{n-L}S_{S_a}[i]\\end{align*}$$
只需要维护$S_{S_a}$的前缀和就可以了。
考虑分类讨论区间加对$S_{S_a}$的贡献。
在$L$~$R$区间加$v$的贡献为:
记$len=R-L+1$,
对于$L\\leq i\\leq R$,$S_{S_a}[i]=S_{S_a}[i]+\\cfrac{(i-L+1)(i-L+2)}{2}v$。
对于$i>R$,$S_{S_a}[i]=S_{S_a}[i]+\\cfrac{len(len+1)}{2}v+len(i-R)v$。
注意一下,对于修改,$L$和$R$可能是$L>R$的,我这里默认了$L\\leq R$。
于是这个区间加对于$S_{S_a}$的贡献可以转化成一个关于$i$的二次函数。
可以用线段树来维护。
在BZOJ上面,略微卡一点常数。建议在标记下传的时候,如果三个标记都为$0$就直接退出。
题解参考了:https://blog.csdn.net/cdsszjj/article/details/80286084
代码
#include <bits/stdc++.h> using namespace std; typedef long long LL; const int N=200005; const LL mod=1e9+7; int n,m,a[N]; LL cv1[N],cv2[N]; struct Seg{ LL v,v0,v1,v2; LL s0,s1,s2; }t[N<<2]; void build(int rt,int L,int R){ t[rt].v0=t[rt].v1=t[rt].v2=0; t[rt].s0=R-L+1; if (L>0){ t[rt].s1=(cv1[R]-cv1[L-1]+mod)%mod; t[rt].s2=(cv2[R]-cv2[L-1]+mod)%mod; } else t[rt].s1=cv1[R],t[rt].s2=cv2[R]; if (L==R){ t[rt].v=a[L]; return; } int mid=(L+R)>>1,ls=rt<<1,rs=ls|1; build(ls,L,mid); build(rs,mid+1,R); t[rt].v=(t[ls].v+t[rs].v)%mod; } void addrt(int rt,LL d0,LL d1,LL d2){ t[rt].v=(t[rt].v+d0*t[rt].s0+d1*t[rt].s1+d2*t[rt].s2)%mod; t[rt].v0=t[rt].v0+d0; t[rt].v1=t[rt].v1+d1; t[rt].v2=t[rt].v2+d2; if (t[rt].v0>=mod)t[rt].v0-=mod; if (t[rt].v1>=mod)t[rt].v1-=mod; if (t[rt].v2>=mod)t[rt].v2-=mod; } void pushdown(int rt){ if (!t[rt].v0&&!t[rt].v1&&!t[rt].v2) return; int ls=rt<<1,rs=ls|1; addrt(ls,t[rt].v0,t[rt].v1,t[rt].v2); addrt(rs,t[rt].v0,t[rt].v1,t[rt].v2); t[rt].v0=t[rt].v1=t[rt].v2=0; } void update(int rt,int L,int R,int xL,int xR,LL d0,LL d1,LL d2){ if (xL>xR) return; if (xL<=L&&R<=xR){ addrt(rt,d0,d1,d2); return; } int mid=(L+R)>>1,ls=rt<<1,rs=ls|1; pushdown(rt); if (xR<=mid) update(ls,L,mid,xL,xR,d0,d1,d2); else if (xL>mid) update(rs,mid+1,R,xL,xR,d0,d1,d2); else { update(ls,L,mid,xL,mid,d0,d1,d2); update(rs,mid+1,R,mid+1,xR,d0,d1,d2); } t[rt].v=(t[ls].v+t[rs].v)%mod; } LL query(int rt,int L,int R,int xL,int xR){ if (xL>xR) return 0; if (xL<=L&&R<=xR) return t[rt].v; int mid=(L+R)>>1,ls=rt<<1,rs=ls|1; pushdown(rt); if (xR<=mid) return query(ls,L,mid,xL,xR); else if (xL>mid) return query(rs,mid+1,R,xL,xR); else return (query(ls,L,mid,xL,xR)+query(rs,mid+1,R,xL,xR))%mod; } int main(){ scanf("%d%d",&n,&m); for (int i=1;i<=n;i++){ cv1[i]=(cv1[i-1]+i)%mod; cv2[i]=(cv2[i-1]+1LL*i*i)%mod; } for (int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&a[i]),a[i]=(a[i]+a[i-1])%mod; for (int i=1;i<=n;i++) a[i]=(a[i]+a[i-1])%mod; build(1,1,n); for (int i=1;i<=m;i++){ int opt,L,R; LL v; scanf("%d%d%d",&opt,&L,&R); if (L>R) swap(L,R); if (opt==2){ L=max(L,1); LL s1=query(1,1,n,n,n)*(R-L+1)%mod; LL s2=query(1,1,n,max(L-1,1),R-1); LL s3=query(1,1,n,max(n-R,1),n-L); printf("%lld\\n",(s1-s2-s3+mod+mod+mod)%mod); } else { scanf("%lld",&v); LL len=R-L+1,iv2=500000004,vv=v*iv2%mod; update(1,1,n,L,R,vv*(L-1)%mod*(L-2)%mod,vv*(3-2*L+mod)%mod,vv); update(1,1,n,R+1,n,((len*(len+1)/2%mod*v-len*v%mod*R)%mod+mod)%mod,v*len%mod,0); } } return 0; }
以上是关于BZOJ5291/洛谷P4458/LOJ#2512 [Bjoi2018]链上二次求和 线段树的主要内容,如果未能解决你的问题,请参考以下文章
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