因为只有最后被染上的颜色会造成影响,所以倒着处理,用并查集维护已经染色的区间的右端点,即fa[i]为i所在的已染色区间的右端点,这样可以保证O(n)的复杂度. #include<cstdio> #include<algorithm> using namespace std; #define N 1000001 inline void P(int x){ if(x<10)putchar(x+'0'); else{P(x/10);putchar(x%10+'0');} } int

[BZOJ2054]疯狂的馒头(并查集,线段树) 题面 BZOJ 然而权限题,随便找个离线题库看看题吧. 题解 线段树就是个暴力,如果数据可以构造就能卡掉,然而不能构造,要不然复杂度瓶颈成为了读入了.既然这样,线段树随便跑跑就过了. 大概的做法就是,后面的颜色只要染上了显然就和前面的颜色无关了,所以用从后往前枚举颜色染就好了. #include<iostream> #include<cstdio> using namespace std; #define MAX 1000100 #

bzoj上现在找不到这题,所以目前只是过了样例,没有测 2054: 疯狂的馒头 Time Limit: 10 Sec  Memory Limit: 162 MBSubmit: 715  Solved: 298 Description Input 第一行四个正整数N,M,p,q Output 一共输出N行,第i行表示第i个馒头的最终颜色(如果最终颜色是白色就输出0). Sample Input 4 3 2 4 Sample Output 2 2 3 0 HINT 用并查集维护当前馒头之后第一个白馒

4月的时候在luogu上做过 白雪皑皑 这道题,当时一遍AC可高兴了qwq,后来去了个厕所,路上忽然发现自己的做法是错的qwq...然后就咕咕了qwq 今天看到了 疯狂的馒头 ,发现一毛一样OvO...还是好好做一下吧QWQ 先上个错误代码(虽然BZOJ和Luogu都A了) // luogu-judger-enable-o2 #include<cstdio> #include<iostream> #define R register int #define getchar() *S

2021.08.03 BZOJ 疯狂的馒头(并查集) 疯狂的馒头 - 题目 - 黑暗爆炸OJ (darkbzoj.tk) 重点: 1.并查集的神奇运用 2.离线化 题意: 给一个长为n的序列,进行m次操作,每次将一个区间修改为同一个数,之后要求输出每个位置的值. 分析: 用并查集把已经染过色的馒头跳过. 代码如下: (来自他人) #include <cstdio> #include <cstring> #include <iostream> #include <a

中文题面,一排有n个馒头,用刷子把整个连续的区间刷成一种颜色.因为颜色会覆盖掉之前的.所以我们可以用线段树来反着处理.如果这段区间之前刷到过就不要再遍历进去了,因为这次已经被上次刷的颜色给覆盖了.最后遍历线段树到叶子节点,输出最后的值就行了. #include<bits/stdc++.h> using namespace std; #define ll long long #define lson l,m,rt<<1 #define rson m+1,r,rt<<1|1

/* 经典思路, 倒序并查集处理即可 */ #include<cstdio> #include<algorithm> #include<cstring> #include<queue> #include<iostream> #define ll long long #define mmp make_pair #define M 1000010 using namespace std; int read() { int nm = 0, f = 1;

题意:懒得写了有空再补上 链接:http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=2054 离线从后往前做,并查集维护下一个没染色的就可以啦- #include<bits/stdc++.h> using namespace std; ; long long n, m, p, q; int fa[MAXN], color[MAXN]; template <typename tn> void read (tn & a) { tn x

每个区间只被覆盖一次,求每个点被哪种区间覆盖或者某个区间是否已经被覆盖过都可以用并查集做. 做法:每个点都指向当前被覆盖区间的右端点+1的位置,某个点的下一个没被覆盖的点是gf(i),同理如果某个区间[l,r]的gf(l)>=r+1,则这个区间已经被完全覆盖. 显然每个点只会被最后一次染色确定颜色,倒着做就好了. #include<iostream> #include<cstring> #include<cstdlib> #include<cstdio>

浅谈并查集:https://www.cnblogs.com/AKMer/p/10360090.html 题目传送门:https://lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=2054 倒着枚举颜色覆盖,每次暴力枚举区间内还没有颜色的格子涂色,然后用并查集合并已经涂了色的格子. 时间复杂度:\(O(\alpha{n})\) 空间复杂度:\(O(n)\) 代码如下: #include <cstdio> #include <algorithm> using

Input 第一行四个正整数N,M,p,q Output 一共输出N行,第i行表示第i个馒头的最终颜色(如果最终颜色是白色就输出0). Sample Input 4 3 2 4 Sample Output 2 2 3 0 HINT       [分析] 想要不带log,就从后往前做,每个点只染色一次,用神奇的并查集维护即可.   #include<cstdio> #include<cstdlib> #include<cstring> #include<iostre

题目大意:有n个馒头排成一排,初始时颜色为0,进行m次染色,第i次将(i*p+q)mod n到(i*q+p)mod n的馒头全部染成颜色i,求最后所有馒头颜色.n<=10^6 m<=10^7 分析:nm很大不能线段树,可以考虑用并查集,我们发现每个馒头可能会被染色多次,但只有最后一次染色能决定它的最终颜色,故倒着做,并且使每个点颜色只修改一次,对于区间[x,y],从x开始将除以外的点父亲全部指向下一个,这样这个区间全部指向了y,下一次修改时会跳过该区间,由于只会修改n个点故效率为O(n) 代码

题目链接 思路:因为每次染色都会将某些馒头的颜色彻底更改,所以每个馒头的最终的颜色其实是由最后一次染色决定的,那么我们只考虑最后一次染色即可.对此,我们可以从后往前倒着染色,当目前的染色区间中存在白色馒头时,就将其染成当前的颜色,对于已经染过色的馒头则不处理,因为当前这一次染色已经不是其最后一次染色了,其最终颜色已经确定了. 对以上思路,考虑用经过路径压缩优化的并查集来维护在每个馒头右侧的.距离最近的.未染色的馒头的位置,以减小时间复杂度. 总时间复杂度O(m+n). 代码: #include<

并查集把染过色的并在一起.倒着染色. #include<iostream> #include<cstdio> #include<cstring> #include<algorithm> #define maxn 10000050 using namespace std; ],p,q,col[maxn/]; int getfather(int x) { if (x!=father[x]) father[x]=getfather(father[x]); retu

BZOJ 倒序处理,就是并查集傻题了.. 并查集就是确定下一个未染色位置的,直接跳到那个位置染.然而我越想越麻烦=-= 以为有线性的做法,发现还是要并查集.. 数据随机线段树也能过去. //18400kb 2520ms #include <cstdio> #include <algorithm> typedef long long LL; const int N=1e6+5; int fa[N],col[N]; char OUT[N*10],*O=OUT; inline int F

链接:https://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=2054 线段树写法: 点的颜色只取决于最后一次染的颜色,所以我们可以倒着维护,如果当前区间之前被染过了,就不用再染了,对区间染色我们可以暴力在线段树上进行更新,并用线段树维护下那些区间已经被染色了,被染色的区间更新的时候直接跳过,这样可以节省很多时间. 实现代码: #include<bits/stdc++.h> using namespace std; #define lson l,m,r

[题意]给定n个元素,m次给一段区间染色为i,求最终颜色. [算法]并查集 [题解]因为一个点只受最后一次染色影响,所以倒过来每次将染色区间用并查集合并,父亲指向最右边的点. 细节: 1.fa[n+1]=n+1!!!界外点要赋值为自身!!! 2.swap(l,r),涉及双端点的题都要注意. #include<cstdio> #include<algorithm> using namespace std; ; int n,m,p,q,fa[maxn],col[maxn]; int f

目录 数据结构 知识点及其应用 线段树 神奇标记 标记不下放 并查集 维护二分图 维护后继位置 堆 可并堆的可持久化 dsu on tree 方式&原理 适用范围 单调队列 尺取合法区间 模板库 线段树 点分治 数据结构 Tags:Noip前的大抱佛脚 知识点及其应用 线段树 注意:空间开4倍 神奇标记 From8.26 Test_zsy(CPU监控) 如果一个点权为\(val\)的点被打上了\((a,b)\)标记,那么他的实际点权为\(max(a+val,b)\) 干啥滴? 标记不下放 区间加

赛前任务 tags:任务清单 前言 现在xzy太弱了,而且他最近越来越弱了,天天被爆踩,天天被爆踩 题单不会在作业部落发布,所以可(yi)能(ding)会不及时更新 省选前的练习莫名其妙地成为了Noip前的杂题训练,我也很无奈啊 做完了的扔最后,欢迎好题推荐 这么多题肯定是完不成了,能多做一道是一道吧 DP yyb真是强得不要不要的辣:http://www.cnblogs.com/cjyyb/category/1036536.html [ ] [SDOI2010]地精部落 https://www

链接 题解 先构建出最小生成树,如果删的是非树边,直接输出答案 否则问题转化为,把该边删掉后剩下两个联通块,两个端点分别在两个块内的最小边权,LCT可以维护 不妨换一种思考方向:考虑一条非树边可以代替哪些树边,根据次小生成树的套路,它可以代替树上两端点之间路径上的任意一条边 因此,对MST进行树链剖分,然后对每一条非树边更新它两端点之间路径的最小值即可 注意:题目给的图可能不连通,需要特判! #include<bits/stdc++.h> #define REP(i,a,b) for(int