作者: 霄汉的蛋
整修工夫: 2018-10-20 23:42
在TA的视频博客上检查  18 


这人成绩解答相当长的时间了, 这人成绩很难调停, 看一眼这人成绩的处置即使能帮忙你们掌握的

$debug$ 了本人后期, 我们的本应注重什么?

从视频博客中变化, 我以为发生体式即使会激增。。

率先,我会解说, 行树这人东西, 各位的笔迹都不大可能, 处置成绩的首要含义是看我的思绪即使

急于接受成绩定位, 对段树有廓清的熟人

(从后面追求推荐

金币珍藏的美质 XD

此处置方案将集合在以下成绩上,以使, 不发生可以是人身攻击的寄托黑金色、黑色Q, 有工夫答复

  1. 总体思绪和维修业务参加
  2. 俯卧撑(两人都谈过, 条件你完全不懂,你可能会注意到
  3. 注意讲 $pushdown$ 缺勤生气标记运转 细目处置

很多得 $10$ 使成群切中要害各位都无意记下细目,同时在市中不恰当。

固然, 在这人成绩解答在前请看一下为本身设想, 你可以接球很多。

再者, 这人成绩有少量的加密。 条件有颠倒的请告诉我。 感激

我们的开端吧。

对本身 & $RNG$ : 哀兵必胜
LPL$加油!

P2572 [Scoi2010]序列运转

标题问题刻画
LXHGW乍收到了一本01续集,序列牵制n总计字,这些数字故障零,或许1,现时有五的替换和查询运转用关于此点序列:

0 a b [答], b]以一定间隔排列切中要害掌握数字都变为zer

1 a b [答], b]以一定间隔排列切中要害掌握数字变为

2 a b [答],b]以一定间隔排列切中要害掌握数字都是反向的。,就是说,掌握的0都尝试1,将掌握1替换为0

3 a b 查问, B]中央有有点个1

4 a b 查问, b]至多有一些延续的1次

在附近的每个查询运转,LXHGW必要答复,智力的顺序员,你能帮他吗?


颠倒的日记: 心甘情愿的较多且要紧, 它将用粗体写在上面


Solution

划分树, 必要维修业务以下消息:

  1. $sum$ 区间 $1$ 的总计
  2. $max[0/1]$ 区间内 $0/1$ 长时间的延续子段
  3. $lmax[0/1]$ 包罗Interva长时间的的左终点 $0/1$ 子段
  4. $rmax[0/1]$ 包罗Interva长时间的的右终点 $0/1$ 子段

开场白过渡期间运转, 还必要两个起诉:

  1. $lazy = {-1, 0, 1}$ 为 $-1$ 代表无国家的, 为 $0/1$ 表现以一定间隔排列的掌握分派 $0/1$

有非常元素必要维修业务, 先讲 $pushup$
区间和整齐的附加的
牵制左终点的延续子段有两种形势:

  1. 左Interva的整齐的成功 $lmax$
  2. 当左以一定间隔排列满时 / 全期, 左终点可以穿插, 添加越位的Interva的使分开

正当以一定间隔排列整修身份证明

在附近的Interva的长时间的延续冲破, 有三种形势

  1. 左Interva的整齐的成功较大值
  2. 右Interva中较大值的整齐的成功
  3. 右终点左以一定间隔排列的长时间的冲破 + 右以一定间隔排列牵制左终点的长时间的子段, 就是说,长时间的的使分开经过区间范围

越过几点是必不可少的东西的 $0/1$ 议论, 顺序切中要害整齐的两层绕过


与是难事。 $pushdown$

惋惜的是,我,本人必要冲进省队的球员,缺勤

在划分树 $pushdown$ 运转中, 我们的必要廓清几件事:

  1. 标记的优先

2. 使死亡标记即使会势力子混合的上的另一个典型标记?

在这时,我们的关怀其次点(第大约是, 因而以一定间隔排列分派标记本应先被反缀编, 拆标记时必要将翻转标记清空)

取消起诉时, 我们的何止必要显式地将这人标记放到子混合的上, 完全相反的事物典型的标记本应什么换衣, 本应变清澈地传达,这人标记的反缀编将势力 不完全相反的事物典型的标记势力是什么?

清楚的辨出相反典型的势力通常缺勤成绩, 条件以一定间隔排列标记为Dow, 子混合的的以一定间隔排列相加起诉将此值相加。

以这人提供为例:

说明以一定间隔排列分派标记时, 子以一定间隔排列分派标记何止必要整修到此VAL, 您还必要重置子混合的翻转TA(但这如同缺勤什么胜利。, 说明分派标记时,翻转标记将被清空。

当以一定间隔排列翻转标记被拆开时, 必要分两种形势思索此标记下推对子区间 分派标记 和 翻转标记的胜利

开场白分派标记的优先大于翻转标记, 在有分派标记的形势下, 整齐的翻转分派标记

在另一个形势下,反复标记xor等同


其余的见加密 仍然工夫很长,但它是对线路段Tre的深入投合心意。

这么到期地开场白掌握形势 $OI$ 爱好运动的人基本素质


好吧,就这么。, $RNG$ 别沮丧, 你是最好的。; $S8$ ,$lpl$ 加油!

Code

#include
#include
#include
#include
#include
#include
#define LL long long
#define 代表(一), x, y) 在附近的(int i = (x);i <= (y);i++)
using namespace std;
int RD(){
    int out = 0,flag = 1;char c = getchar();
    当(c < ''0'' || c >''9''){if(c == -)选出而尚未上任的 = -1;c = getchar();}
    当(c >= ''0'' && c <= ''9''){out = out * 10 + c - ''0'';c = getchar();}
    return flag * out;
    }
const int maxn = 200019;
int num, na;
int v[maxn];
#define lid (id << 1)
#define rid (id << 1) | 1
//int max(int a, int b){return a > b ? a : B;//口授快?
struct seg_tree{
    int l, r;
    int sum;
    int lazy;//-1.NULL  整个0。  1.全为1
    int rev;
    int 峰值[2], l峰值[2], r峰值[2];
    }tree[maxn << 2];
void pushup(int ID)
    树[id].sum = 树[lid].sum + 树[rid].sum;
    代表(一), 0, 1){
        树[id].lmax[i] = 树[盖].lmax[i];
        条件(i == 1 && 树[lid].sum == 树[lid].r - 树[盖].l + 1)//左以一定间隔排列满
            树[id].lmax[i] += 树[rid].lmax[我];/可以以掌测量
        else 条件(i == 0 && 树[lid].sum == 0)//左以一定间隔排列为空
            树[id].lmax[i] += 树[rid].lmax[i];

        树[id].rmax[i] = 树[RID].rmax[i];
        条件(i == 1 && 树[rid].sum == 树[RID].r - 树[rid].l + 1)
            树[id].rmax[i] += 树[lid].rmax[i];
        else 条件(i == 0 && 树[rid].sum == 0)
            树[id].rmax[i] += 树[lid].rmax[i];

        tree[id].max[i] = 树[lid].rmax[i] + 树[rid].lmax[一];/中型规格
        tree[id].max[i] = max(tree[id].max[i], tree[lid].max[I];//成功Subinterva
        tree[id].max[i] = max(tree[id].max[i], tree[rid].max[i]);
        }
    }
void build(int id, int l, int r){
    树[id].l = l, 树[id].r = r, 树[ID].懒惰的 = -1;
    if(l == r){
        树[id].sum = v[l];
        tree[id].max[0] = 树[id].lmax[0] = 树[id].rmax[0] = v[l] == 0;
        tree[id].max[1] = 树[id].lmax[1] = 树[id].rmax[1] = v[l] == 1;
        return ;
        }
    int mid = (l + r) >> 1;
    创造(盖, l, 中), 构成(RID, mid + 1, r);
    俯卧撑(ID)
    }
void 下推(int ID)
    if(树[id].lazy != 1)//优先高地的
        树[ID].rev = 0;//重置标记
        int val = 树[ID].懒惰的
        树[lid].sum = (树[lid].r - 树[盖].l + 1) * val;
        树[rid].sum = (树[RID].r - 树[rid].l + 1) * val;

        树[盖].lazy = 树[rid].lazy = val;
        树[lid].rev = 树[RID].rev = 0;

        树[lid].最大[val] 
        = 树[盖].lmax[val] 
        = 树[lid].rmax[val] 
        = 树[lid].r - 树[盖].l + 1;
        树[lid].最大[val ^ 1] 
        = 树[盖].lmax[val ^ 1] 
        = 树[lid].rmax[val ^ 1] 
        = 0;

        树[RID].最大[VAL] 
        = 树[rid].lmax[val] 
        = 树[rid].rmax[val] 
        = 树[RID].r - 树[rid].l + 1;
        树[RID].最大[VAL ^ 1] 
        = 树[rid].lmax[val ^ 1] 
        = 树[RID].rmax[val ^ 1] 
        = 0;

        树[ID].懒惰的 = -1;
        }
    if(树[ID].rev){
        树[lid].sum = (树[lid].r - 树[盖].l + 1) - 树[lid].sum;
        树[rid].sum = (树[RID].r - 树[rid].l + 1) - 树[rid].sum;

        if(树[盖].lazy != -1)树[盖].lazy ^= 1;//思索优先, 对另一个标记的势力
        else 树[lid].rev ^= 1;
        if(树[rid].lazy != -1)树[rid].lazy ^= 1;
        else 树[RID].rev ^= 1;

        替换(树[lid].max[0], 树[lid].峰值[1]
        swap(树[盖].lmax[0], 树[盖].lmax[1]);
        swap(树[lid].rmax[0], 树[lid].rmax[1]);

        替换(树[RID].峰值[0], 树[RID].峰值[1]
        swap(树[rid].lmax[0], 树[rid].lmax[1]);
        swap(树[RID].rmax[0], 树[RID].rmax[1]);

        树[ID].rev = 0;
        }
    }
void 整修(int id, int val, int l, int r){
    下推(ID)
    if(树[id].l == l && 树[id].r == r){
        条件(VAL == 0 || val == 1){
            树[id].sum = (树[id].r - 树[id].l + 1) * val;
            树[ID].懒惰的 = val;
            树[id].最大[val] 
            = 树[id].lmax[val] 
            = 树[id].rmax[val] 
            = 树[id].r - 树[id].l + 1;
            树[ID].最大[VAL ^ 1] 
            = 树[id].lmax[val ^ 1] 
            = 树[id].rmax[val ^ 1] 
            = 0;
            }
        else 条件(VAL == 2){
            树[id].sum = (树[id].r - 树[id].l + 1) - 树[id].sum;
            树[ID].rev ^= 1;
            替换(树[ID].峰值[0], 树[ID].峰值[1]
            swap(树[id].lmax[0], 树[id].lmax[1]);
            swap(树[id].rmax[0], 树[id].rmax[1]);
            }
        return ;
        }
    int mid = (树[id].l + 树[id].r) >> 1;
    条件(中央 < l)整修(RID, val, l, r);
    else 条件(中央 >= r)整修(LID, val, l, r);
    else 整修(LID, val, l, 中), 整修(RID, val, mid + 1, r);
    俯卧撑(ID)
    }
int 查询(int id, int l, int r){
    下推(ID)
    if(树[id].l == l && 树[id].r == r)回转 树[id].sum;
    int mid = (树[id].l + 树[id].r) >> 1;
    条件(中央 < l)return 查询(RID, l, r);
    else 条件(中央 >= r)回转 查询(LID, l, r);
    else return 查询(LID, l, 中) + 查询(RID, mid + 1, r);
    }
seg_tree Q_max(int id, int l, int r){
    下推(ID)
    if(树[id].l == l && 树[id].r == r)回转 树[ID]
    int mid = (树[id].l + 树[id].r) >> 1;
    条件(中央 < l)return Q_max(rid, l, r);
    else 条件(中央 >= r)回转 Q_max(lid, l, r);
    else{
        seg_tree ret, L = Q_max(lid, l, 中), R = Q_max(rid, mid + 1, r);
        ret.sum = L.sum + R.sum;
        代表(一), 0, 1){
            [i] = [i];
            条件(i == 1 && L.sum == L.r - L.l + 1)//左以一定间隔排列满
                [i] += [我];/可以以掌测量
            else 条件(i == 0 && L.sum == 0)//左以一定间隔排列为空
                [i] += [i];

            [i] = [i];
            条件(i == 1 && R.sum == R.r - R.l + 1)
                [i] += [i];
            else 条件(i == 0 && R.sum == 0)
                [i] += [i];

            [i] = [i] + [一];/中型规格
            [i] = 峰值([i], [I];//成功Subinterva
            [i] = 峰值([i], [i]);
            }
        return ret;
        }
    }
int main(){
    num = RD(), na = RD();
    代表(一), 1, num)v[i] = RD();
    构成(1, 1, 数字)
    当(不尤指服装、颜色等相配
        int cmd = RD(), l = RD(), r = rd();l, r++;
        条件(命令 == 0)update(1, 0, l, r);
        else 条件(命令 == 1)update(1, 1, l, r);
        else 条件(命令 == 2)update(1, 2, l, r);
        else 条件(命令 == 3)printf(%d\n, 查询(1, l, r));
        else printf("%d\n", Q_max(1, l, r).max[1]);
        }
    return 0;
    }

发表评论

电子邮件地址不会被公开。 必填项已用*标注