【线段树合并】【P2824】 [HEOI2016/TJOI2016]排序

Description

给定一个长度为 \(n\) 的排列，有 \(m\) 次操作，每次选取一段局部进行升序或降序排序，问你一波操作后某个位置上的数字是几

Hint

\(1~\leq~n,~m~\leq~10^5\)

Solution

有两种做法，一种在线一种离线，这里把在线部分讲得更清楚点吧……

考虑离线算法，我们二分该位置上的答案，将大于该数的元素置为 \(1\)，小于该数的元素置为 \(0\)，然后模拟所有的排序并检验。由于使用线段树对 \(0/1\) 序列多次局部排序可以做到 \(O(m~\log n~+~n)\) 的复杂度，所以总复杂度为 \(O(m~\log^2 n)\)。

具体排序的做法为使用线段树维护当前区间有多少个 \(1\)，不妨设为 \(x\) 个。如果对该区间升序排序，则将后面 \(x\) 个数置为 \(1\)，剩下的置为 \(0\)，否则将前面 \(x\) 个数置为 \(1\)，其余置为 \(0\)。于是一次操作的复杂度为 \(O(\log n)\)，于是进行 \(m\) 次操作的复杂度为 \(O(m~\log n)\)。

考虑在线做。发现对于任意的时刻我们都有一些区间是排好序的。那么现在我们的问题是每次排序操作后合并被排序操作覆盖的区间。考虑到对于两个序列的按序合并可以使用权值线段树轻松做到，我们对每个排好序的区间分别维护一棵权值线段树。然后用一个 set 维护这些区间。对于被该排序操作完全覆盖的区间，我们可以直接进行线段树合并，而对于区间两侧的被覆盖了一部分的两个区间，可以先分裂成被完全覆盖的区间和完全不被覆盖的区间再进行合并。例如被排序的区间是 \([l,~r]\)，左侧被覆盖了一部分的区间为 \([l_0,~y_0]\)，其中 \(l_0~<~l~<~r_0\)，那么将区间 \([l_0,~r_0]\) 拆分成 \([l_0,~l - 1]~\bigcap~[l,~r_0]\) 两个区间，然后对 \([l,~r_0]\) 与其他被完全覆盖的区间进行合并即可。

考虑复杂度分析：

如果不考虑线段树分裂操作，我们对区间的操作实质上是将很多的小区间合并成至少一个大区间。考虑到对 \(n\) 个长度为 \(1\) 的小区间全部合并成一个大区间的复杂度为 \(O(n~\log n)\)，于是 merge 部分的的总复杂度为 \(O(n~\log n)\)。考虑分裂，一次排序操作后会分裂出 \(O(1)\) 个新区间，于是 \(m\) 次操作后会分裂出 \(O(m)\) 个新区间，合并这 \(O(m)\) 个区间的复杂度仍为 \(O(m~\log n)\)，考虑到每次分裂是严格 \(O(\log n)\) 的，且会进行 \(O(m)\) 次排序，所以分裂操作对复杂度的总贡献仍是 \(O(m~\log n)\)。于是总复杂度为 \(O((n+m)~\log n)\)。比上面的离线算法更优秀。同时这个算法可以解决查询任意多个位置上的数字，而不是仅仅一个。

Code

在分裂区间的时候有很多小细节需要注意……另外下面的代码存在一定的内存泄漏问题，不过总共被泄露的内存是 \(O((n+m)~\log n)\) 级别的，对空间复杂度不产生影响，是可以接受的。

其实是我不知道为什么回收空间会莫名其妙 RE

#include <cstdio>
#include <set>
#include <algorithm>
#ifdef ONLINE_JUDGE
#define freopen(a, b, c)
#endif

typedef long long int ll;

namespace IPT {
	const int L = 1000000;
	char buf[L], *front=buf, *end=buf;
	char GetChar() {
		if (front == end) {
			end = buf + fread(front = buf, 1, L, stdin);
			if (front == end) return -1;
		}
		return *(front++);
	}
}

template <typename T>
inline void qr(T &x) {
	char ch = IPT::GetChar(), lst = ' ';
	while ((ch > '9') || (ch < '0')) lst = ch, ch=IPT::GetChar();
	while ((ch >= '0') && (ch <= '9')) x = (x << 1) + (x << 3) + (ch ^ 48), ch = IPT::GetChar();
	if (lst == '-') x = -x;
}

namespace OPT {
	char buf[120];
}

template <typename T>
inline void qw(T x, const char aft, const bool pt) {
	if (x < 0) {x = -x, putchar('-');}
	int top=0;
	do {OPT::buf[++top] = static_cast<char>(x % 10 + '0');} while (x /= 10);
	while (top) putchar(OPT::buf[top--]);
	if (pt) putchar(aft);
}

const int maxn = 100010;

struct Tree {
	Tree *ls, *rs;
	int l, r, v;

	Tree() {
		ls = rs = NULL;
		l = r = v = 0;
	}

	inline void pushup() {if (this->l != this->r) this->v = (this->ls ? this->ls->v : 0) + (this->rs ? this->rs->v : 0); else this->v = 1;}
};

struct OP {
	int l, r;
	bool up;
	Tree *rot;

	inline bool operator<(const OP &_others) const {
		return this->r < _others.r;
	}

	OP(int _l = 0, int _r = 0, bool _up = 0, Tree *_rot = 0) {
		l = _l; r = _r; up = _up; rot = _rot;
	}
};
OP temp;
std::set<OP>s;

int n, m;
int MU[maxn];

void split(int, bool);
void insert(Tree*, int, int, int);
void split(Tree*, Tree*, Tree*, int);
Tree* merge(Tree*, Tree*);
int query(Tree*, int);

int main() {
	freopen("data.in", "r", stdin);
	freopen("my.out", "w", stdout);
	qr(n); qr(m);
	for (int i = 1; i <= n; ++i) {
		auto _rot = new Tree; qr(MU[i]);
		insert(_rot, 1, n, MU[i]); s.insert(OP(i, i, true, _rot));
	}
	for (int j = 1, a, b, c; j <= m; ++j) {
		a = b = c = 0; qr(a); qr(b); qr(c);
		split(b, true); split(c + 1, false);
		auto l = s.lower_bound({0, b, true, NULL}), r = s.lower_bound({0, c + 1, true, NULL});
		auto _tmp = *l;
		for (auto i = s.erase(l); i != r; i = s.erase(i)) {
			_tmp.rot = merge(_tmp.rot, (*i).rot);
		}
		_tmp.l = b; _tmp.r = c; _tmp.up = !a;
		s.insert(_tmp);
	}
	int q = 0; qr(q);
	auto _ans = s.lower_bound({0, q, true, NULL}); auto ans = *_ans;
	int k = ans.up ? q - ans.l + 1 : ans.r - q + 1;
	qw(query(ans.rot, k), '\n', true);
	return 0;
}

int query(Tree *u, int k) {
	if (u->l == u->r) return u->l;
	if (!u->ls) return query(u->rs, k);
	if (u->ls->v >= k) return query(u->ls, k);
	return query(u->rs, k - u->ls->v);
}

Tree* merge(Tree *u, Tree *v) {
	if (!u) return v; else if (!v) return u;
	u->v += v->v;
	u->ls = merge(u->ls, v->ls);
	u->rs = merge(u->rs, v->rs);
	return u;
}

void insert(Tree *u, int l, int r, int v) {
	++u->v;
	if ((u->l = l) == (u->r = r)) return;
	int mid = (l + r) >> 1;
	if (v <= mid) insert(u->ls = new Tree, l, mid, v);
	else insert(u->rs = new Tree, mid + 1, r, v);
}

void split(int x, bool isfront) {
	auto k = s.lower_bound({0, x, true, NULL}); if (k == s.end()) return; auto t = *k;
	if (t.l == x) return;
	s.erase(k);
	int _k = (isfront ? t.r - x + 1: x - t.l), len = t.r - t.l + 1;
	if (t.up == isfront) {
		Tree *_rot = new Tree;
		_k = len - _k;
		if (!_k) {
			s.insert(t); return;
		}
		split(t.rot, t.rot, _rot, _k);
		if (!t.up) {
			_k = len - _k; std::swap(_rot, t.rot);
		}
		s.insert({t.l, t.l + _k - 1, t.up, t.rot});
		s.insert({t.l + _k, t.r, t.up, _rot});
	} else {
		Tree *_rot = new Tree;
		if (!_k) {
			s.insert(t); return;
		}
		split(t.rot, t.rot, _rot, _k);
		if (!t.up) {
			std::swap(t.rot, _rot); _k = len -_k;
		}
		s.insert({t.l, t.l + _k - 1, t.up, t.rot});
		s.insert({t.l + _k, t.r, t.up, _rot});
	}
}

void split(Tree *u, Tree *l, Tree *r, int k) {
	l->l = r->l = u->l; r->r = l->r = u->r;
	if (!u->ls) split(u->rs, l->rs ? l->rs : l->rs = new Tree, r->rs ? r->rs : r->rs = new Tree, k);
	else if (k == u->ls->v) {
		l->ls = u->ls; r->rs = u->rs; l->rs = NULL; r->ls = NULL;
	} else if (k < u->ls->v) {
		split(u->ls, l->ls ? l->ls : l->ls = new Tree, r->ls ? r->ls : r->ls = new Tree, k);
		r->rs = u->rs; l->rs = NULL;
	} else {
		split(u->rs, l->rs ? l->rs : l->rs = new Tree, r->rs ? r->rs : r->rs = new Tree, k - u->ls->v);
	l->ls = u->ls; r->ls = NULL;
	}
	l->pushup(); r->pushup();
}

Summary

1、将 \(n\) 个长度为 \(1\) 的小区间合并为一个大区间的复杂度为 \(O(n~\log n)\)，理由是这样的开销显然不大于将这些区间顺次插入一棵线段树。

2、合并两个有序序列可以使用合并权值线段树来做到均摊复杂度 \(O(\log n)\)。