Description

在数轴上有 n个闭区间 [l1,r1],[l2,r2],...,[ln,rn]。现在要从中选出 m 个区间,使得这 m个区间共同包含至少一个位置。换句话说,就是使得存在一个 x,使得对于每一个被选中的区间 [li,ri],都有 li≤x≤ri。
 
对于一个合法的选取方案,它的花费为被选中的最长区间长度减去被选中的最短区间长度。区间 [li,ri] 的长度定义为 ri−li,即等于它的右端点的值减去左端点的值。
 
求所有合法方案中最小的花费。如果不存在合法的方案,输出 −1。

Input

第一行包含两个正整数 n,m用空格隔开,意义如上文所述。保证 1≤m≤n
 
接下来 n行,每行表示一个区间,包含用空格隔开的两个整数 li 和 ri 为该区间的左右端点。
N<=500000,M<=200000,0≤li≤ri≤10^9

Output

只有一行,包含一个正整数,即最小花费。

Sample Input

6 3
3 5
1 2
3 4
2 2
1 5
1 4

Sample Output

2
/*
不得不说,本弱是真弱啊,这道题的思路好像不是很难,但是就是想不出。
首先将区间离散化,然后按照区间长度排序,一种暴力的方法是枚举左区间,然后枚举用线段树判定找到第一个满足条件的右区间,这样的方法是O(n^2logn)的。
其实我们可以发现对于递增的左区间来说,第一个满足条件的右区间也是递增的,这样复杂度就降到了O(nlogn)。
*/
#include<iostream>
#include<cstdio>
#include<algorithm>
#define N 500010
#define inf 1000000000
using namespace std;
int b[N*],n,m;
int mx[N*],tag[N*];
struct node{int l,r,len;}a[N];
bool cmp(const node&x,const node&y){return x.len<y.len;} void push_up(int k){
mx[k]=max(mx[k*],mx[k*+]);
}
void push_down(int k){
if(!tag[k]) return;
mx[k*]+=tag[k];
tag[k*]+=tag[k];
mx[k*+]+=tag[k];
tag[k*+]+=tag[k];
tag[k]=;
}
void add(int k,int l,int r,int x,int y,int val){
if(l>=x&&r<=y){
mx[k]+=val;
tag[k]+=val;
return;
}
push_down(k);
int mid=l+r>>;
if(x<=mid) add(k*,l,mid,x,y,val);
if(y>mid) add(k*+,mid+,r,x,y,val);
push_up(k);
}
int main(){
scanf("%d%d",&n,&m);
for(int i=;i<=n;i++){
scanf("%d%d",&a[i].l,&a[i].r);
a[i].len=a[i].r-a[i].l;
b[i*-]=a[i].l;
b[i*]=a[i].r;
}
sort(b+,b+n*+);
int tot=unique(b+,b+*n+)-b-;
for(int i=;i<=n;i++){
a[i].l=lower_bound(b+,b+tot+,a[i].l)-b;
a[i].r=lower_bound(b+,b+tot+,a[i].r)-b;
}
sort(a+,a+n+,cmp);
int tt=,ans=inf;
for(int i=;i<=n;i++){
while(mx[]<m&&tt<=n){
add(,,tot,a[tt].l,a[tt].r,);
tt++;
}
if(mx[]>=m) ans=min(ans,a[tt-].len-a[i].len);
add(,,tot,a[i].l,a[i].r,-);
}
if(ans!=inf) printf("%d",ans);
else printf("-1");
return ;
}

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