無修的莫隊演算法，是用來處理沒有修改操作的序列的詢問操作的離線演算法
莫隊演算法的本質是什麼？
大概就是分塊加上乙個大家可能都想到過的東西
也就是乙個區間1l-r，其左邊的區間2 (l - 1) - (r - 1)的和轉化到區間1的和只需要o(1)的時間複雜度
也就是sum
1=su
m2+a
[r]−
a[l−
1]
sum1 = sum2 + a[r] - a[l - 1]
sum1=s
um2+
a[r]
−a[l
−1]如果前面並沒有提到分塊，可能大家就會想到乙個o(n
2)
o(n^2)
o(n2
)的演算法
那麼這個演算法我就不提了。。
那如果有分塊的加入呢？
我們的思路是這樣的：
將乙個長度為n的序列分成sqr
t(n)
sqrt(n)
sqrt(n
)塊然後對詢問進行排序 如果兩個詢問的左端點在同一塊，則比較兩個詢問的右端點，小的在前
如果左端點不在同一塊，則比較兩個塊的前後順序，塊在前面的在前
這樣就可以優化上述處理詢問方法的時間複雜度，具體看下面的分析
根據之前提到的查詢方法，可以得出以下**：
int x = m[k]
.l, y = m[k]
.r;//m是詢問
while
(l > x)
ins(
-- l )
;while
(l < x)
del( l ++);
while
(r > y)
del( r --);
while
(r < y)
ins(
++ r )
;
=sqr
t(n)
sum = sqrt(n)
sum=sq
rt(n
)每個塊長度為len
=n/s
um
len = n / sum
len=n/
sum列舉了k
kk次答案
對於l若兩個l在同一塊，則最壞情況為o(l
en
)o(len)
o(len)
若兩個l在不同塊，則最壞情況為o(2
∗len
)o(2 * len)
o(2∗le
n)則列舉k次的時間複雜度為o(k
∗len
)o(k * len)
o(k∗le
n)對於r
由於兩個l不一定在同一塊，所以r時不一定有序的
也就是說，每個r的移動都有可能帶來o(n
)o(n)
o(n)
的時間複雜度
由於要列舉的是sum個塊，所以時間複雜度為o(n
∗sum
)o(n * sum)
o(n∗su
m)o (k
∗len
+n∗s
um)=
o(n∗
sum+
n∗su
m)=o
(n∗s
um)=
o(n∗
sqrt
(n))
o(k* len + n * sum) = o(n * sum + n * sum) = o(n * sum) = o(n * sqrt(n) )
o(k∗le
n+n∗
sum)
=o(n
∗sum
+n∗s
um)=
o(n∗
sum)
=o(n
∗sqr
t(n)
) 看來是個非常優秀的演算法
luogu p1972
這道題已經非常裸了，解析就不給出了，自己看**就好
（luogu加強了資料無法再ac，但是寫一寫還是沒什麼問題的）
#include
using
namespace std;
const
int max_l =
10000005
;struct hazaking
m[max_l]
;int a[max_l]
, vis[max_l]
;inline
bool
cmp1
(hazaking a, hazaking b)
inline
bool
cmp2
(hazaking a, hazaking b)
intread()
int n =
read()
;int len = sqrt ( n )
;int q;
int l =
1, r =0;
int ans =0;
inline
void
ins(
int k)
inline
void
del(
int k)
inline
void
query
(int k)
inline
void
init()
//對於詢問陣列初始化
sort
(m +
1, m + q +
1, cmp1 )
;//對陣列進行排序
for(
int i =
1; i <= q ; i++
)query
(i);
//查詢
sort
(m +
1, m + q +
1, cmp2 )
;//對答案排序，滿足資料輸入順序
for(
int i =
1; i <= q ; i ++
)printf
("%d\n"
, m[i]
.ans )
;//輸出答案
}inline
void
work()
intmain()
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