SPOJ DQUERY D-query 离线+树状数组

本来是想找个主席树的题目来练一下的，这个题目虽说可以用主席树做，但是用这个方法感觉更加叼炸天

第一次做这种离线方法，所谓离线，就在把所有询问先存贮起来，预处理之后再一个一个操作

像这个题目，每个操作要求区间不同元素的个数，我盲目去查的话，某个元素在之前如果出现了，我把他算在当前区间也不好，算在之前的区间也不好，都会出错。

一个好的方法就是把区间排好序，针对某个区间在树状数组上更新以及查询相应值，这样能准确查出结果，但又不影响之后的查询

具体来说，先把区间按右端点进行排序（我一开始按左端点排，想错了），然后从小区间开始，然后树状数组的含义就是指以当前r为结尾的前缀区间的元素种类数，简单点说，就是我当前扫到l _ r区间，把l - r区间还没在树状数组上更新的值，更新一遍，在之前已经存在了的值先删掉再更新一遍，确保我确定的元素都是往r靠的，这样才能保证求取区间正确

比如我 1 2 2 1 3，当我r移到3的时候，加入前面的1还没在树状数组里更新过（但其实之前已经有读过1了）那就把之前的1的影响删掉，重新在这个3左边这个下标为4的位置给树状数组 add 1.这样确保之后不管我是查询 4 5 或者 1 5，元素1都只算了一次，但都没遗落（想想如果元素1一直在下标1那里，我查询4 5，就不会有1了）

总之：

所以这就是这个离线用法的妙处，尤其要理解树状数组在这个题目代表的含义是什么，即当前 以r结尾的区间的元素种类个数，为了维护这个值的准确性，必须把没出现过的，加入到树状数组中，之前已经出现过了并且再次出现的，以再次出现的位置为准。

每次对区间不用一开始就扫，每个就只要扫一次就可以了，用个map记录哪个出现了，出现在什么位置，就不用重新扫了，否则会超时，这样，总共也就扫了n下而不是n*q

#include <iostream>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <algorithm>
#include <map>
using namespace std;
const int N = 300010;
int n;
map<int,int>mp;
struct BIT
{
    int c[N];
    void init(int n)
    {
        for (int i=0;i<=n;i++) c[i]=0;
    }
    void add(int loc,int v)
    {
        while (loc<=n)
        {
            c[loc]+=v;
            loc+=loc&(-loc);
        }
    }
    int sum(int loc)
    {
        int ret=0;
        while (loc){
            ret+=c[loc];
            loc-=loc&(-loc);
        }
        return ret;
    }
}T;
struct node
{
    int l,r,id;
    bool operator <(const node&rhs) const{
        //if (l==rhs.l) return r<rhs.r;
        return r<rhs.r;
    }
}query[1000000+10];
int ans[1000000+10];
int A[N];
int main()
{
    while (scanf("%d",&n)!=EOF)
    {
        mp.clear();
        T.init(n);
        for (int i=1;i<=n;i++) scanf("%d",&A[i]);
        int q;
        scanf("%d",&q);
        for (int i=0;i<q;i++)
        {
            scanf("%d%d",&query[i].l,&query[i].r);
            query[i].id=i;
        }
        sort(query,query+q);
        int cur=1;
        for (int i=0;i<q;i++){
            for (int j=cur;j<=query[i].r;j++){
                if (mp.find(A[j])!=mp.end()){
                    T.add(mp[A[j]],-1);
                }
                T.add(j,1);
                mp[A[j]]=j;
            }
            cur=query[i].r+1;
           ans[query[i].id]=T.sum(query[i].r)-T.sum(query[i].l-1);
        }
        for (int i=0;i<q;i++){
            printf("%d\n",ans[i]);
        }
    }
    return 0;
}