補一張圖
我們嘗試把圓上的扇形轉化成直線上的矩形——我們維護[1,2m]的區間，那麼每個能產生貢獻的子區間的長度第k大的半徑的平方的總和就是answer了。
怎麼轉化呢？左端點為a1+m+1，右端點為a2+m。為什麼要+m？因為原先的範圍是[-m,m]的，所以整體右移。為什麼左端點要+1？因為我們維護的是區間，所以這裡的每乙個下標表示的是以該position為右端點，長度為1的區間。
我們先按照半徑長度從大到小排序，如果乙個區間覆蓋數量超過k個，就不需要再處理了。（優化時間複雜度）
之後就是線段樹操作了。我們在更改的同時求出答案。（其實分開寫也行，就是要注意因為我們乘上的係數使然，所以區間必須也是當前的修改區間）
minn表示該區間的所有子區間覆蓋量的min，maxx是該區間的所有子區間的覆蓋量的max。
注意我們的siz是由左右子區間合併而來的。所以產生貢獻之後，記得賦值為0，這樣就不會對它的父親區間產生貢獻了。
**如下：
#include#include#include#include#include#define maxn 2000010
using namespace std;
int n,m,k;
long long ans=0;
struct nodenode[maxn];
struct node2t[maxn<<2];
inline bool cmp(struct node x,struct node y)
inline int ls(int x)
inline int rs(int x)
inline void push_up(int x)
inline void build(int x,int l,int r)
int mid=(l+r)>>1;
build(ls(x),l,mid);
build(rs(x),mid+1,r);
push_up(x);
}inline void solve(int x,int k)
inline void push_down(int x)
}inline int update_query(int x,int ll,int rr)
int cur_ans=0;
push_down(x);
cur_ans+=update_query(ls(x),ll,rr);
cur_ans+=update_query(rs(x),ll,rr);
push_up(x);
return cur_ans;
}push_down(x);
int mid=(l+r)>>1;
int cur_ans=0;
if(ll<=mid) cur_ans+=update_query(ls(x),ll,rr);
if(midnode[i].r)
ans+=1ll*cur_ans*node[i].c*node[i].c;
//printf("i=%d ans=%lld\n",i,ans);
}printf("%lld\n",ans);
return 0;
}
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我是常年遊蕩於題解區的幽靈。直觀的想法就是字首和 差分優化dp，但還有些比較奇妙的方法or trick f i j f i 1 j 1 f i 1 j f i 1 j 1 color 因為可以一步跳到 f i j 的狀態也可以一步跳到 f i 2 j 反過來也成立 只考慮從左邊某個特定的列的轉移矩陣...
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